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10 %%
11
12 \chapter{La gestione dei processi}
13 \label{cha:process_handling}
14
15 Come accennato nell'introduzione in un sistema unix-like tutte le operazioni
16 vengono svolte tramite opportuni processi.  In sostanza questi ultimi vengono
17 a costituire l'unità base per l'allocazione e l'uso delle risorse del sistema.
18
19 Nel precedente capitolo abbiamo esaminato il funzionamento di un processo come
20 unità a se stante, in questo esamineremo il funzionamento dei processi
21 all'interno del sistema. Saranno cioè affrontati i dettagli della creazione e
22 della terminazione dei processi, della gestione dei loro attributi e
23 privilegi, e di tutte le funzioni a questo connesse. Infine nella sezione
24 finale introdurremo alcune problematiche generiche della programmazione in
25 ambiente \textit{multitasking}.
26
27
28 \section{Le funzioni di base della gestione dei processi}
29 \label{sec:proc_handling}
30
31 In questa sezione tratteremo le problematiche della gestione dei processi
32 all'interno del sistema, illustrandone tutti i dettagli.  Inizieremo con una
33 panoramica dell'architettura dei processi, tratteremo poi le funzioni
34 elementari che permettono di leggerne gli identificatori, per poi passare alla
35 spiegazione delle funzioni base che si usano per la creazione e la
36 terminazione dei processi, e per la messa in esecuzione degli altri programmi.
37
38
39 \subsection{L'architettura della gestione dei processi}
40 \label{sec:proc_hierarchy}
41
42 A differenza di quanto avviene in altri sistemi, ad esempio nel VMS, dove la
43 generazione di nuovi processi è un'operazione privilegiata, una delle
44 caratteristiche fondanti di Unix, che esamineremo in dettaglio più avanti, è
45 che qualunque processo può a sua volta generarne altri. Ogni processo è
46 identificato presso il sistema da un numero univoco, il cosiddetto
47 \textit{Process ID}, o più brevemente \ids{PID}, assegnato in forma
48 progressiva (vedi sez.~\ref{sec:proc_pid}) quando il processo viene creato.
49
50 Una seconda caratteristica di un sistema unix-like è che la generazione di un
51 processo è un'operazione separata rispetto al lancio di un programma. In
52 genere la sequenza è sempre quella di creare un nuovo processo, il quale
53 eseguirà, in un passo successivo, il programma desiderato: questo è ad esempio
54 quello che fa la shell quando mette in esecuzione il programma che gli
55 indichiamo nella linea di comando.
56
57 Una terza caratteristica del sistema è che ogni processo è sempre stato
58 generato da un altro processo, il processo generato viene chiamato
59 \textit{processo figlio} (\textit{child process}) mentre quello che lo ha
60 generato viene chiamato \textsl{processo padre} (\textit{parent
61   process}). Questo vale per tutti i processi, con una sola eccezione; dato
62 che ci deve essere un punto di partenza esiste un processo iniziale (che
63 normalmente è \cmd{/sbin/init}), che come accennato in
64 sez.~\ref{sec:intro_kern_and_sys} viene lanciato dal kernel alla conclusione
65 della fase di avvio. Essendo questo il primo processo lanciato dal sistema ha
66 sempre \ids{PID} uguale a 1 e non è figlio di nessun altro processo.
67
68 Ovviamente \cmd{init} è un processo particolare che in genere si occupa di
69 lanciare tutti gli altri processi necessari al funzionamento del sistema,
70 inoltre \cmd{init} è essenziale per svolgere una serie di compiti
71 amministrativi nelle operazioni ordinarie del sistema (torneremo su alcuni di
72 essi in sez.~\ref{sec:proc_termination}) e non può mai essere terminato. La
73 struttura del sistema comunque consente di lanciare al posto di \cmd{init}
74 qualunque altro programma, e in casi di emergenza (ad esempio se il file di
75 \cmd{init} si fosse corrotto) è ad esempio possibile lanciare una shell al suo
76 posto.\footnote{la cosa si fa passando la riga \cmd{init=/bin/sh} come
77   parametro di avvio del kernel, l'argomento è di natura sistemistica e
78   trattato in sez.~5.3 di \cite{AGL}.}
79
80 \begin{figure}[!htb]
81   \footnotesize
82 \begin{Console}
83 [piccardi@gont piccardi]$ \textbf{pstree -n} 
84 init-+-keventd
85      |-kapm-idled
86      |-kreiserfsd
87      |-portmap
88      |-syslogd
89      |-klogd
90      |-named
91      |-rpc.statd
92      |-gpm
93      |-inetd
94      |-junkbuster
95      |-master-+-qmgr
96      |        `-pickup
97      |-sshd
98      |-xfs
99      |-cron
100      |-bash---startx---xinit-+-XFree86
101      |                       `-WindowMaker-+-ssh-agent
102      |                                     |-wmtime
103      |                                     |-wmmon
104      |                                     |-wmmount
105      |                                     |-wmppp
106      |                                     |-wmcube
107      |                                     |-wmmixer
108      |                                     |-wmgtemp
109      |                                     |-wterm---bash---pstree
110      |                                     `-wterm---bash-+-emacs
111      |                                                    `-man---pager
112      |-5*[getty]
113      |-snort
114      `-wwwoffled
115 \end{Console}
116 %$
117   \caption{L'albero dei processi, così come riportato dal comando
118     \cmd{pstree}.}
119   \label{fig:proc_tree}
120 \end{figure}
121
122 Dato che tutti i processi attivi nel sistema sono comunque generati da
123 \cmd{init} o da uno dei suoi figli si possono classificare i processi con la
124 relazione padre/figlio in un'organizzazione gerarchica ad albero. In
125 fig.~\ref{fig:proc_tree} si è mostrato il risultato del comando \cmd{pstree}
126 che permette di visualizzare questa struttura, alla cui base c'è \cmd{init}
127 che è progenitore di tutti gli altri processi.\footnote{in realtà questo non è
128   del tutto vero, in Linux, specialmente nelle versioni più recenti del
129   kernel, ci sono alcuni processi speciali (come \cmd{keventd}, \cmd{kswapd},
130   ecc.) che pur comparendo nei comandi come figli di \cmd{init}, o con
131   \ids{PID} successivi ad uno, sono in realtà processi interni al kernel e che
132   non rientrano in questa classificazione.}
133
134 \itindbeg{process~table}
135
136 Il kernel mantiene una tabella dei processi attivi, la cosiddetta
137 \textit{process table}. Per ciascun processo viene mantenuta una voce in
138 questa tabella, costituita da una struttura \kstruct{task\_struct}, che
139 contiene tutte le informazioni rilevanti per quel processo. Tutte le strutture
140 usate a questo scopo sono dichiarate nell'\textit{header file}
141 \file{linux/sched.h}, ed in fig.~\ref{fig:proc_task_struct} si è riportato uno
142 schema semplificato che mostra la struttura delle principali informazioni
143 contenute nella \texttt{task\_struct}, che in seguito incontreremo a più
144 riprese.
145
146 \begin{figure}[!htb]
147   \centering \includegraphics[width=14cm]{img/task_struct}
148   \caption{Schema semplificato dell'architettura delle strutture (
149     \kstructd{task\_struct}, \kstructd{fs\_struct}, \kstructd{file\_struct})
150     usate dal kernel nella gestione dei processi.}
151   \label{fig:proc_task_struct}
152 \end{figure}
153
154 \itindend{process~table}
155
156 % TODO la task_struct è cambiata per qualche dettaglio vedi anche
157 % http://www.ibm.com/developerworks/linux/library/l-linux-process-management/
158 % TODO completare la parte su quando viene chiamato lo scheduler.
159
160 \itindbeg{scheduler}
161
162 Come accennato in sez.~\ref{sec:intro_unix_struct} è lo \textit{scheduler} che
163 decide quale processo mettere in esecuzione; esso viene eseguito in occasione
164 di dell'invocazione di ogni \textit{system call} ed per ogni interrupt
165 dall'hardware oltre che in una serie di altre occasioni, e può essere anche
166 attivato esplicitamente. Il timer di sistema provvede comunque a che esso sia
167 invocato periodicamente, generando un interrupt periodico secondo una
168 frequenza predeterminata, specificata dalla costante \const{HZ} del kernel
169 (torneremo su questo argomento in sez.~\ref{sec:sys_unix_time}), che assicura
170 che lo \textit{scheduler} venga comunque eseguito ad intervalli regolari e
171 possa prendere le sue decisioni.
172
173 A partire dal kernel 2.6.21 è stato introdotto anche un meccanismo
174 completamente diverso, detto \textit{tickless}, in cui non c'è più una
175 interruzione periodica con frequenza prefissata, ma ad ogni chiamata del timer
176 viene programmata l'interruzione successiva sulla base di una stima; in questo
177 modo si evita di dover eseguire un migliaio di interruzioni al secondo anche
178 su macchine che non stanno facendo nulla, con un forte risparmio nell'uso
179 dell'energia da parte del processore che può essere messo in stato di
180 sospensione anche per lunghi periodi di tempo.
181
182 Ma, indipendentemente dalle motivazioni per cui questo avviene, ogni volta che
183 viene eseguito lo \textit{scheduler} effettua il calcolo delle priorità dei
184 vari processi attivi (torneremo su questo in sez.~\ref{sec:proc_priority}) e
185 stabilisce quale di essi debba essere posto in esecuzione fino alla successiva
186 invocazione.
187
188 \itindend{scheduler}
189
190 \subsection{Gli identificatori dei processi}
191 \label{sec:proc_pid}
192
193 \itindbeg{Process~ID~(PID)}
194
195 Come accennato nella sezione precedente ogni processo viene identificato dal
196 sistema da un numero identificativo univoco, il \textit{process ID} o
197 \ids{PID}. Questo è un tipo di dato standard, \type{pid\_t}, che in genere è un
198 intero con segno (nel caso di Linux e della \acr{glibc} il tipo usato è
199 \ctyp{int}).
200
201 Il \ids{PID} viene assegnato in forma progressiva ogni volta che un nuovo
202 processo viene creato,\footnote{in genere viene assegnato il numero successivo
203   a quello usato per l'ultimo processo creato, a meno che questo numero non
204   sia già utilizzato per un altro \ids{PID}, \acr{pgid} o \acr{sid} (vedi
205   sez.~\ref{sec:sess_proc_group}).} fino ad un limite che, essendo il
206 tradizionalmente il \ids{PID} un numero positivo memorizzato in un intero a 16
207 bit, arriva ad un massimo di 32768.  Oltre questo valore l'assegnazione
208 riparte dal numero più basso disponibile a partire da un minimo di
209 300,\footnote{questi valori, fino al kernel 2.4.x, erano definiti dalla macro
210   \constd{PID\_MAX} nei file \file{threads.h} e \file{fork.c} dei sorgenti del
211   kernel, con il 2.6.x e la nuova interfaccia per i \textit{thread} anche il
212   meccanismo di allocazione dei \ids{PID} è stato modificato ed il valore
213   massimo è impostabile attraverso il file \sysctlfiled{kernel/pid\_max} e di
214   default vale 32768.} che serve a riservare i \ids{PID} più bassi ai processi
215 eseguiti direttamente dal kernel.  Per questo motivo, come visto in
216 sez.~\ref{sec:proc_hierarchy}, il processo di avvio (\cmd{init}) ha sempre il
217 \ids{PID} uguale a uno.
218
219 \itindbeg{Parent~Process~ID~(PPID)} 
220
221 Tutti i processi inoltre memorizzano anche il \ids{PID} del genitore da cui
222 sono stati creati, questo viene chiamato in genere \ids{PPID} (da
223 \textit{Parent Process ID}).  Questi due identificativi possono essere
224 ottenuti usando le due funzioni di sistema \funcd{getpid} e \funcd{getppid}, i
225 cui prototipi sono:
226
227 \begin{funcproto}{ 
228 \fhead{sys/types.h}
229 \fhead{unistd.h}
230 \fdecl{pid\_t getpid(void)}
231 \fdesc{Restituisce il \ids{PID} del processo corrente..} 
232 \fdecl{pid\_t getppid(void)}
233 \fdesc{Restituisce il \ids{PID} del padre del processo corrente.} 
234 }
235 {Entrambe le funzioni non riportano condizioni di errore.}   
236 \end{funcproto}
237
238 \noindent esempi dell'uso di queste funzioni sono riportati in
239 fig.~\ref{fig:proc_fork_code}, nel programma \file{fork\_test.c}.
240
241 Il fatto che il \ids{PID} sia un numero univoco per il sistema lo rende un
242 candidato per generare ulteriori indicatori associati al processo di cui
243 diventa possibile garantire l'unicità: ad esempio in alcune implementazioni la
244 funzione \func{tempnam} (si veda sez.~\ref{sec:file_temp_file}) usa il
245 \ids{PID} per generare un \textit{pathname} univoco, che non potrà essere
246 replicato da un altro processo che usi la stessa funzione. Questo utilizzo
247 però può risultare pericoloso, un \ids{PID} infatti è univoco solo fintanto
248 che un processo è attivo, una volta terminato esso potrà essere riutilizzato
249 da un processo completamente diverso, e di questo bisogna essere ben
250 consapevoli.
251
252 Tutti i processi figli dello stesso processo padre sono detti
253 \textit{sibling}, questa è una delle relazioni usate nel \textsl{controllo di
254   sessione}, in cui si raggruppano i processi creati su uno stesso terminale,
255 o relativi allo stesso login. Torneremo su questo argomento in dettaglio in
256 cap.~\ref{cha:session}, dove esamineremo gli altri identificativi associati ad
257 un processo e le varie relazioni fra processi utilizzate per definire una
258 sessione.
259
260 Oltre al \ids{PID} e al \ids{PPID}, e a quelli che vedremo in
261 sez.~\ref{sec:sess_proc_group}, relativi al controllo di sessione, ad ogni
262 processo vengono associati degli ulteriori identificatori ed in particolare
263 quelli che vengono usati per il controllo di accesso.  Questi servono per
264 determinare se un processo può eseguire o meno le operazioni richieste, a
265 seconda dei privilegi e dell'identità di chi lo ha posto in esecuzione;
266 l'argomento è complesso e sarà affrontato in dettaglio in
267 sez.~\ref{sec:proc_perms}.
268
269 \itindend{Process~ID~(PID)}
270 \itindend{Parent~Process~ID~(PPID)} 
271
272 \subsection{La funzione \func{fork} e le funzioni di creazione dei processi}
273 \label{sec:proc_fork}
274
275 La funzione di sistema \func{fork} è la funzione fondamentale della gestione
276 dei processi: come si è detto tradizionalmente l'unico modo di creare un nuovo
277 processo era attraverso l'uso di questa funzione,\footnote{in realtà oggi la
278   \textit{system call} usata da Linux per creare nuovi processi è \func{clone}
279   (vedi \ref{sec:process_clone}), anche perché a partire dalla \acr{glibc}
280   2.3.3 non viene più usata la \textit{system call} originale, ma la stessa
281   \func{fork} viene implementata tramite \func{clone}, cosa che consente una
282   migliore interazione coi \textit{thread}.} essa quindi riveste un ruolo
283 centrale tutte le volte che si devono scrivere programmi che usano il
284 \textit{multitasking}.\footnote{oggi questa rilevanza, con la diffusione
285   dell'uso dei \textit{thread}\unavref{ che tratteremo al
286     cap.~\ref{cha:threads}}, è in parte minore, ma \func{fork} resta comunque
287   la funzione principale per la creazione di processi.} Il prototipo di
288 \funcd{fork} è:
289
290 \begin{funcproto}{ 
291 \fhead{unistd.h}
292 \fdecl{pid\_t fork(void)}
293 \fdesc{Crea un nuovo processo.} 
294 }
295
296 {La funzione ritorna in caso di successo il \ids{PID} del figlio nel padre e
297   $0$ nel figlio mentre ritorna $-1$ nel padre, senza creare il figlio, per un
298   errore, al caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
299   \begin{errlist}
300   \item[\errcode{EAGAIN}] non ci sono risorse sufficienti per creare un altro
301     processo (per allocare la tabella delle pagine e le strutture del task) o
302     si è esaurito il numero di processi disponibili.
303   \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare la memoria per le
304     strutture necessarie al kernel per creare il nuovo processo.
305   \end{errlist}}
306 \end{funcproto}
307
308 Dopo il successo dell'esecuzione di una \func{fork} sia il processo padre che
309 il processo figlio continuano ad essere eseguiti normalmente, a partire
310 dall'istruzione successiva alla \func{fork}. Il processo figlio è una copia
311 del padre, e riceve una copia dei segmenti di testo, dati e dello
312 \textit{stack} (vedi sez.~\ref{sec:proc_mem_layout}), ed esegue esattamente lo
313 stesso codice del padre. Si tenga presente però che la memoria è copiata e non
314 condivisa, pertanto padre e figlio vedranno variabili diverse e le eventuali
315 modifiche saranno totalmente indipendenti.
316
317 \itindbeg{copy~on~write}
318
319 Per quanto riguarda la gestione della memoria, in generale il segmento di
320 testo, che è identico per i due processi, è condiviso e tenuto in sola lettura
321 per il padre e per i figli. Per gli altri segmenti Linux utilizza la tecnica
322 del \textit{copy on write}. Questa tecnica comporta che una pagina di memoria
323 viene effettivamente copiata per il nuovo processo solo quando ci viene
324 effettuata sopra una scrittura, e si ha quindi una reale differenza fra padre
325 e figlio.  In questo modo si rende molto più efficiente il meccanismo della
326 creazione di un nuovo processo, non essendo più necessaria la copia di tutto
327 lo spazio degli indirizzi virtuali del padre, ma solo delle pagine di memoria
328 che sono state modificate, e solo al momento della modifica stessa.
329
330 \itindend{copy~on~write}
331
332 La differenza che si ha nei due processi è che nel processo padre il valore di
333 ritorno della funzione \func{fork} è il \ids{PID} del processo figlio, mentre
334 nel figlio è zero; in questo modo il programma può identificare se viene
335 eseguito dal padre o dal figlio.  Si noti come la funzione \func{fork} ritorni
336 due volte, una nel padre e una nel figlio.
337
338 La scelta di questi valori di ritorno non è casuale, un processo infatti può
339 avere più figli, ed il valore di ritorno di \func{fork} è l'unico che gli
340 permette di identificare qual è quello appena creato. Al contrario un figlio
341 ha sempre un solo padre il cui \ids{PID}, come spiegato in
342 sez.~\ref{sec:proc_pid}, può sempre essere ottenuto con \func{getppid}; per
343 questo si ritorna un valore nullo, che non è il \ids{PID} di nessun processo.
344
345 Normalmente la chiamata a \func{fork} può fallire solo per due ragioni: o ci
346 sono già troppi processi nel sistema, il che di solito è sintomo che
347 qualcos'altro non sta andando per il verso giusto, o si è ecceduto il limite
348 sul numero totale di processi permessi all'utente, argomento che tratteremo in
349 dettaglio in sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}.
350
351 L'uso di \func{fork} avviene secondo due modalità principali; la prima è
352 quella in cui all'interno di un programma si creano processi figli cui viene
353 affidata l'esecuzione di una certa sezione di codice, mentre il processo padre
354 ne esegue un'altra. È il caso tipico dei programmi server (il modello
355 \textit{client-server} è illustrato in sez.~\ref{sec:net_cliserv}) in cui il
356 padre riceve ed accetta le richieste da parte dei programmi client, per
357 ciascuna delle quali pone in esecuzione un figlio che è incaricato di fornire
358 le risposte associate al servizio.
359
360 La seconda modalità è quella in cui il processo vuole eseguire un altro
361 programma; questo è ad esempio il caso della shell. In questo caso il processo
362 crea un figlio la cui unica operazione è quella di fare una \func{exec} (di
363 cui parleremo in sez.~\ref{sec:proc_exec}) subito dopo la \func{fork}.
364
365 Alcuni sistemi operativi (il VMS ad esempio) combinano le operazioni di questa
366 seconda modalità (una \func{fork} seguita da una \func{exec}) in un'unica
367 operazione che viene chiamata \textit{spawn}. Nei sistemi unix-like è stato
368 scelto di mantenere questa separazione, dato che, come per la prima modalità
369 d'uso, esistono numerosi scenari in cui si può usare una \func{fork} senza
370 aver bisogno di eseguire una \func{exec}. 
371
372 Inoltre, anche nel caso della seconda modalità d'uso, avere le due funzioni
373 separate permette al figlio di cambiare alcune caratteristiche del processo
374 (maschera dei segnali, redirezione dell'output, utente per conto del cui viene
375 eseguito, e molto altro su cui torneremo in seguito) prima della \func{exec},
376 rendendo così relativamente facile intervenire sulle le modalità di esecuzione
377 del nuovo programma.
378
379 \begin{figure}[!htb]
380   \footnotesize \centering
381   \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
382   \includecodesample{listati/fork_test.c}
383   \end{minipage}
384   \normalsize
385   \caption{Esempio di codice per la creazione di nuovi processi (da
386     \file{fork\_test.c}).}
387   \label{fig:proc_fork_code}
388 \end{figure}
389
390 In fig.~\ref{fig:proc_fork_code} è riportato il corpo del codice del programma
391 di esempio \cmd{forktest}, che permette di illustrare molte caratteristiche
392 dell'uso della funzione \func{fork}. Il programma crea un numero di figli
393 specificato da linea di comando, e prende anche alcune opzioni per indicare
394 degli eventuali tempi di attesa in secondi (eseguiti tramite la funzione
395 \func{sleep}) per il padre ed il figlio (con \cmd{forktest -h} si ottiene la
396 descrizione delle opzioni). Il codice completo, compresa la parte che gestisce
397 le opzioni a riga di comando, è disponibile nel file \file{fork\_test.c},
398 distribuito insieme agli altri sorgenti degli esempi della guida su
399 \url{http://gapil.gnulinux.it}.
400
401 Decifrato il numero di figli da creare, il ciclo principale del programma
402 (\texttt{\small 24-40}) esegue in successione la creazione dei processi figli
403 controllando il successo della chiamata a \func{fork} (\texttt{\small
404   25-29}); ciascun figlio (\texttt{\small 31-34}) si limita a stampare il
405 suo numero di successione, eventualmente attendere il numero di secondi
406 specificato e scrivere un messaggio prima di uscire. Il processo padre invece
407 (\texttt{\small 36-38}) stampa un messaggio di creazione, eventualmente
408 attende il numero di secondi specificato, e procede nell'esecuzione del ciclo;
409 alla conclusione del ciclo, prima di uscire, può essere specificato un altro
410 periodo di attesa.
411
412 Se eseguiamo il comando, che è preceduto dall'istruzione \code{export
413   LD\_LIBRARY\_PATH=./} per permettere l'uso delle librerie dinamiche, senza
414 specificare attese (come si può notare in (\texttt{\small 17-19}) i valori
415 predefiniti specificano di non attendere), otterremo come risultato sul
416 terminale:
417 \begin{Console}
418 [piccardi@selidor sources]$ \textbf{export LD_LIBRARY_PATH=./; ./forktest 3}
419 Process 1963: forking 3 child
420 Spawned 1 child, pid 1964 
421 Child 1 successfully executing
422 Child 1, parent 1963, exiting
423 Go to next child 
424 Spawned 2 child, pid 1965 
425 Child 2 successfully executing
426 Child 2, parent 1963, exiting
427 Go to next child 
428 Child 3 successfully executing
429 Child 3, parent 1963, exiting
430 Spawned 3 child, pid 1966 
431 Go to next child 
432 \end{Console}
433 %$
434
435 Esaminiamo questo risultato: una prima conclusione che si può trarre è che non
436 si può dire quale processo fra il padre ed il figlio venga eseguito per primo
437 dopo la chiamata a \func{fork}; dall'esempio si può notare infatti come nei
438 primi due cicli sia stato eseguito per primo il padre (con la stampa del
439 \ids{PID} del nuovo processo) per poi passare all'esecuzione del figlio
440 (completata con i due avvisi di esecuzione ed uscita), e tornare
441 all'esecuzione del padre (con la stampa del passaggio al ciclo successivo),
442 mentre la terza volta è stato prima eseguito il figlio (fino alla conclusione)
443 e poi il padre.
444
445 In generale l'ordine di esecuzione dipenderà, oltre che dall'algoritmo di
446 \textit{scheduling} usato dal kernel, dalla particolare situazione in cui si
447 trova la macchina al momento della chiamata, risultando del tutto
448 impredicibile.  Eseguendo più volte il programma di prova e producendo un
449 numero diverso di figli, si sono ottenute situazioni completamente diverse,
450 compreso il caso in cui il processo padre ha eseguito più di una \func{fork}
451 prima che uno dei figli venisse messo in esecuzione.
452
453 Pertanto non si può fare nessuna assunzione sulla sequenza di esecuzione delle
454 istruzioni del codice fra padre e figli, né sull'ordine in cui questi potranno
455 essere messi in esecuzione. Se è necessaria una qualche forma di precedenza
456 occorrerà provvedere ad espliciti meccanismi di sincronizzazione, pena il
457 rischio di incorrere nelle cosiddette \textit{race condition} (vedi
458 sez.~\ref{sec:proc_race_cond}).
459
460 In realtà con l'introduzione dei kernel della serie 2.6 lo \textit{scheduler}
461 è stato modificato per eseguire sempre per primo il figlio.\footnote{i
462   risultati precedenti infatti sono stati ottenuti usando un kernel della
463   serie 2.4.}  Questa è una ottimizzazione adottata per evitare che il padre,
464 effettuando per primo una operazione di scrittura in memoria, attivasse il
465 meccanismo del \textit{copy on write}, operazione inutile quando il figlio
466 viene creato solo per eseguire una \func{exec} per lanciare un altro programma
467 che scarta completamente lo spazio degli indirizzi e rende superflua la copia
468 della memoria modificata dal padre. Eseguendo sempre per primo il figlio la
469 \func{exec} verrebbe effettuata subito, con la certezza di utilizzare il
470 \textit{copy on write} solo quando necessario.
471
472 Con il kernel 2.6.32 però il comportamento è stato nuovamente cambiato,
473 stavolta facendo eseguire per primo sempre il padre. Si è realizzato infatti
474 che l'eventualità prospettata per la scelta precedente era comunque poco
475 probabile, mentre l'esecuzione immediata del padre presenta sempre il
476 vantaggio di poter utilizzare immediatamente tutti i dati che sono nella cache
477 della CPU e nell'unità di gestione della memoria virtuale, senza doverli
478 invalidare, cosa che per i processori moderni, che hanno linee di cache
479 interne molto profonde, avrebbe un forte impatto sulle prestazioni.
480
481 Allora anche se quanto detto in precedenza si verifica nel comportamento
482 effettivo dei programmi soltanto per i kernel fino alla serie 2.4, per
483 mantenere la portabilità con altri kernel unix-like e con i diversi
484 comportamenti adottati dalle Linux nella sua evoluzione, è comunque opportuno
485 non fare nessuna assunzione sull'ordine di esecuzione di padre e figlio dopo
486 la chiamata a \func{fork}.
487
488 Si noti infine come dopo la \func{fork}, essendo i segmenti di memoria
489 utilizzati dai singoli processi completamente indipendenti, le modifiche delle
490 variabili nei processi figli, come l'incremento di \var{i} in (\texttt{\small
491   31}), sono visibili solo a loro, (ogni processo vede solo la propria copia
492 della memoria), e non hanno alcun effetto sul valore che le stesse variabili
493 hanno nel processo padre ed in eventuali altri processi figli che eseguano lo
494 stesso codice.
495
496 Un secondo aspetto molto importante nella creazione dei processi figli è
497 quello dell'interazione dei vari processi con i file. Ne parleremo qui anche
498 se buona parte dei concetti relativi ai file verranno trattati più avanti
499 (principalmente in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}). Per illustrare meglio
500 quello che avviene si può redirigere su un file l'output del programma di
501 test, quello che otterremo è:
502 \begin{Console}
503 [piccardi@selidor sources]$ \textbf{./forktest 3 > output}
504 [piccardi@selidor sources]$ \textbf{cat output}
505 Process 1967: forking 3 child
506 Child 1 successfully executing
507 Child 1, parent 1967, exiting
508 Test for forking 3 child
509 Spawned 1 child, pid 1968 
510 Go to next child 
511 Child 2 successfully executing
512 Child 2, parent 1967, exiting
513 Test for forking 3 child
514 Spawned 1 child, pid 1968 
515 Go to next child 
516 Spawned 2 child, pid 1969 
517 Go to next child 
518 Child 3 successfully executing
519 Child 3, parent 1967, exiting
520 Test for forking 3 child
521 Spawned 1 child, pid 1968 
522 Go to next child 
523 Spawned 2 child, pid 1969 
524 Go to next child 
525 Spawned 3 child, pid 1970 
526 Go to next child 
527 \end{Console}
528 che come si vede è completamente diverso da quanto ottenevamo sul terminale.
529
530 Il comportamento delle varie funzioni di interfaccia con i file è analizzato
531 in gran dettaglio in sez.~\ref{sec:file_unix_interface} per l'interfaccia
532 nativa Unix ed in sez.~\ref{sec:files_std_interface} per la standardizzazione
533 adottata nelle librerie del linguaggio C, valida per qualunque sistema
534 operativo.
535
536 Qui basta accennare che si sono usate le funzioni standard della libreria del
537 C che prevedono l'output bufferizzato. Il punto è che questa bufferizzazione
538 (che tratteremo in dettaglio in sez.~\ref{sec:file_buffering}) varia a seconda
539 che si tratti di un file su disco, in cui il buffer viene scaricato su disco
540 solo quando necessario, o di un terminale, in cui il buffer viene scaricato ad
541 ogni carattere di ``a capo''.
542
543 Nel primo esempio allora avevamo che, essendovi un a capo nella stringa
544 stampata, ad ogni chiamata a \func{printf} il buffer veniva scaricato, per cui
545 le singole righe comparivano a video subito dopo l'esecuzione della
546 \func{printf}. Ma con la redirezione su file la scrittura non avviene più alla
547 fine di ogni riga e l'output resta nel buffer. 
548
549 Dato che ogni figlio riceve una copia della memoria del padre, esso riceverà
550 anche quanto c'è nel buffer delle funzioni di I/O, comprese le linee scritte
551 dal padre fino allora. Così quando il buffer viene scritto su disco all'uscita
552 del figlio, troveremo nel file anche tutto quello che il processo padre aveva
553 scritto prima della sua creazione. E alla fine del file (dato che in questo
554 caso il padre esce per ultimo) troveremo anche l'output completo del padre.
555
556 L'esempio ci mostra un altro aspetto fondamentale dell'interazione con i file,
557 valido anche per l'esempio precedente, ma meno evidente: il fatto cioè che non
558 solo processi diversi possono scrivere in contemporanea sullo stesso file
559 (l'argomento dell'accesso concorrente ai file è trattato in dettaglio in
560 sez.~\ref{sec:file_shared_access}), ma anche che, a differenza di quanto
561 avviene per le variabili in memoria, la posizione corrente sul file è
562 condivisa fra il padre e tutti i processi figli.
563
564 Quello che succede è che quando lo \textit{standard output}\footnote{si chiama
565   così il file su cui di default un programma scrive i suoi dati in uscita,
566   tratteremo l'argomento in dettaglio in sez.~\ref{sec:file_fd}.} del padre
567 viene rediretto come si è fatto nell'esempio, lo stesso avviene anche per
568 tutti i figli. La funzione \func{fork} infatti ha la caratteristica di
569 duplicare nei processi figli tutti i \textit{file descriptor} (vedi
570 sez.~\ref{sec:file_fd}) dei file aperti nel processo padre (allo stesso modo
571 in cui lo fa la funzione \func{dup}, trattata in sez.~\ref{sec:file_dup}). Ciò
572 fa sì che padre e figli condividano le stesse voci della \textit{file table}
573 (tratteremo in dettaglio questi termini in sez.~\ref{sec:file_fd} e
574 sez.~\ref{sec:file_shared_access}) fra le quali c'è anche la posizione
575 corrente nel file.
576
577 Quando un processo scrive su un file la posizione corrente viene aggiornata
578 sulla \textit{file table}, e tutti gli altri processi, che vedono la stessa
579 \textit{file table}, vedranno il nuovo valore. In questo modo si evita, in
580 casi come quello appena mostrato in cui diversi figli scrivono sullo stesso
581 file usato dal padre, che una scrittura eseguita in un secondo tempo da un
582 processo vada a sovrapporsi a quelle precedenti: l'output potrà risultare
583 mescolato, ma non ci saranno parti perdute per via di una sovrascrittura.
584
585 Questo tipo di comportamento è essenziale in tutti quei casi in cui il padre
586 crea un figlio e attende la sua conclusione per proseguire, ed entrambi
587 scrivono sullo stesso file. Un caso tipico di questo comportamento è la shell
588 quando lancia un programma.  In questo modo, anche se lo standard output viene
589 rediretto, il padre potrà sempre continuare a scrivere in coda a quanto
590 scritto dal figlio in maniera automatica; se così non fosse ottenere questo
591 comportamento sarebbe estremamente complesso, necessitando di una qualche
592 forma di comunicazione fra i due processi per far riprendere al padre la
593 scrittura al punto giusto.
594
595 In generale comunque non è buona norma far scrivere più processi sullo stesso
596 file senza una qualche forma di sincronizzazione in quanto, come visto anche
597 con il nostro esempio, le varie scritture risulteranno mescolate fra loro in
598 una sequenza impredicibile. Per questo le modalità con cui in genere si usano
599 i file dopo una \func{fork} sono sostanzialmente due:
600 \begin{enumerate*}
601 \item Il processo padre aspetta la conclusione del figlio. In questo caso non
602   è necessaria nessuna azione riguardo ai file, in quanto la sincronizzazione
603   della posizione corrente dopo eventuali operazioni di lettura e scrittura
604   effettuate dal figlio è automatica.
605 \item L'esecuzione di padre e figlio procede indipendentemente. In questo caso
606   ciascuno dei due processi deve chiudere i file che non gli servono una volta
607   che la \func{fork} è stata eseguita, per evitare ogni forma di interferenza.
608 \end{enumerate*}
609
610 Oltre ai file aperti i processi figli ereditano dal padre una serie di altre
611 proprietà; la lista dettagliata delle proprietà che padre e figlio hanno in
612 comune dopo l'esecuzione di una \func{fork} è la seguente:
613 \begin{itemize*}
614 \item i file aperti e gli eventuali flag di \textit{close-on-exec} impostati
615   (vedi sez.~\ref{sec:proc_exec} e sez.~\ref{sec:file_shared_access});
616 \item gli identificatori per il controllo di accesso: l'\textsl{user-ID
617     reale}, il \textsl{group-ID reale}, l'\textsl{user-ID effettivo}, il
618   \textsl{group-ID effettivo} ed i \textsl{group-ID supplementari} (vedi
619   sez.~\ref{sec:proc_access_id});
620 \item gli identificatori per il controllo di sessione: il \textit{process
621     group-ID} e il \textit{session id} ed il terminale di controllo (vedi
622   sez.~\ref{sec:sess_proc_group});
623 \item la directory di lavoro (vedi sez.~\ref{sec:file_work_dir}) e la
624   directory radice (vedi sez.~\ref{sec:file_chroot});
625 \item la maschera dei permessi di creazione dei file (vedi
626   sez.~\ref{sec:file_perm_management});
627 \item la maschera dei segnali bloccati (vedi
628   sez.~\ref{sec:sig_sigmask}) e le azioni installate (vedi
629   sez.~\ref{sec:sig_gen_beha});
630 \item i segmenti di memoria condivisa agganciati al processo (vedi
631   sez.~\ref{sec:ipc_sysv_shm});
632 \item i limiti sulle risorse (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit});
633 \item il valori di \textit{nice}, le priorità \textit{real-time} e le affinità
634   di processore (vedi sez.~\ref{sec:proc_sched_stand},
635   sez.~\ref{sec:proc_real_time} e sez.~\ref{sec:proc_sched_multiprocess});
636 \item le variabili di ambiente (vedi sez.~\ref{sec:proc_environ}).
637 \item l'insieme dei descrittori associati alle code di messaggi POSIX (vedi
638   sez.~\ref{sec:ipc_posix_mq}) che vengono copiate come i \textit{file
639     descriptor}, questo significa che entrambi condivideranno gli stessi flag.
640 \end{itemize*}
641
642 Oltre a quelle relative ad un diverso spazio degli indirizzi (e una memoria
643 totalmente indipendente) le differenze fra padre e figlio dopo l'esecuzione di
644 una \func{fork} invece sono:\footnote{a parte le ultime quattro, relative a
645   funzionalità specifiche di Linux, le altre sono esplicitamente menzionate
646   dallo standard POSIX.1-2001.}
647 \begin{itemize*}
648 \item il valore di ritorno di \func{fork};
649 \item il \ids{PID} (\textit{process id}), quello del figlio viene assegnato ad
650   un nuovo valore univoco;
651 \item il \ids{PPID} (\textit{parent process id}), quello del figlio viene
652   impostato al \ids{PID} del padre;
653 \item i valori dei tempi di esecuzione (vedi sez.~\ref{sec:sys_cpu_times}) e
654   delle risorse usate (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_use}), che nel figlio
655   sono posti a zero;
656 \item i \textit{lock} sui file (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}) e sulla
657   memoria (vedi sez.~\ref{sec:proc_mem_lock}), che non vengono ereditati dal
658   figlio;
659 \item gli allarmi, i timer (vedi sez.~\ref{sec:sig_alarm_abort}) ed i segnali
660   pendenti (vedi sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}), che per il figlio vengono
661   cancellati.
662 \item le operazioni di I/O asincrono in corso (vedi
663   sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}) che non vengono ereditate dal figlio;
664 \item gli aggiustamenti fatti dal padre ai semafori con \func{semop} (vedi
665   sez.~\ref{sec:ipc_sysv_sem}).
666 \item le notifiche sui cambiamenti delle directory con \textit{dnotify} (vedi
667   sez.~\ref{sec:sig_notification}), che non vengono ereditate dal figlio;
668 \item le mappature di memoria marcate come \const{MADV\_DONTFORK} (vedi
669   sez.~\ref{sec:file_memory_map}) che non vengono ereditate dal figlio;
670 \item l'impostazione con \func{prctl} (vedi sez.~\ref{sec:process_prctl}) che
671   notifica al figlio la terminazione del padre viene cancellata se presente
672   nel padre;
673 \item il segnale di terminazione del figlio è sempre \signal{SIGCHLD} anche
674   qualora nel padre fosse stato modificato (vedi sez.~\ref{sec:process_clone}). 
675 \end{itemize*}
676
677 Una seconda funzione storica usata per la creazione di un nuovo processo è
678 \funcm{vfork}, che è esattamente identica a \func{fork} ed ha la stessa
679 semantica e gli stessi errori; la sola differenza è che non viene creata la
680 tabella delle pagine né la struttura dei task per il nuovo processo. Il
681 processo padre è posto in attesa fintanto che il figlio non ha eseguito una
682 \func{execve} o non è uscito con una \func{\_exit}. Il figlio condivide la
683 memoria del padre (e modifiche possono avere effetti imprevedibili) e non deve
684 ritornare o uscire con \func{exit} ma usare esplicitamente \func{\_exit}.
685
686 Questa funzione è un rimasuglio dei vecchi tempi in cui eseguire una
687 \func{fork} comportava anche la copia completa del segmento dati del processo
688 padre, che costituiva un inutile appesantimento in tutti quei casi in cui la
689 \func{fork} veniva fatta solo per poi eseguire una \func{exec}. La funzione
690 venne introdotta in BSD per migliorare le prestazioni.
691
692 Dato che Linux supporta il \textit{copy on write} la perdita di prestazioni è
693 assolutamente trascurabile, e l'uso di questa funzione, che resta un caso
694 speciale della \textit{system call} \func{clone} (che tratteremo in dettaglio
695 in sez.~\ref{sec:process_clone}) è deprecato; per questo eviteremo di
696 trattarla ulteriormente.
697
698
699 \subsection{La conclusione di un processo}
700 \label{sec:proc_termination}
701
702 In sez.~\ref{sec:proc_conclusion} abbiamo già affrontato le modalità con cui
703 chiudere un programma, ma dall'interno del programma stesso. Avendo a che fare
704 con un sistema \textit{multitasking} resta da affrontare l'argomento dal punto
705 di vista di come il sistema gestisce la conclusione dei processi.
706
707 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:proc_conclusion} le tre modalità con cui un
708 programma viene terminato in maniera normale: la chiamata di \func{exit}, che
709 esegue le funzioni registrate per l'uscita e chiude gli \textit{stream} e poi
710 esegue \func{\_exit}, il ritorno dalla funzione \code{main} equivalente alla
711 chiamata di \func{exit}, e la chiamata diretta a \func{\_exit}, che passa
712 direttamente alle operazioni di terminazione del processo da parte del kernel.
713
714 Ma abbiamo accennato che oltre alla conclusione normale esistono anche delle
715 modalità di conclusione anomala. Queste sono in sostanza due: il programma può
716 chiamare la funzione \func{abort} (vedi sez.~\ref{sec:sig_alarm_abort}) per
717 invocare una chiusura anomala, o essere terminato da un segnale (torneremo sui
718 segnali in cap.~\ref{cha:signals}).  In realtà anche la prima modalità si
719 riconduce alla seconda, dato che \func{abort} si limita a generare il segnale
720 \signal{SIGABRT}.
721
722 Qualunque sia la modalità di conclusione di un processo, il kernel esegue
723 comunque una serie di operazioni di terminazione: chiude tutti i file aperti,
724 rilascia la memoria che stava usando, e così via; l'elenco completo delle
725 operazioni eseguite alla chiusura di un processo è il seguente:
726 \begin{itemize*}
727 \item tutti i \textit{file descriptor} (vedi sez.~\ref{sec:file_fd}) sono
728   chiusi;
729 \item viene memorizzato lo stato di terminazione del processo;
730 \item ad ogni processo figlio viene assegnato un nuovo padre (in genere
731   \cmd{init});
732 \item viene inviato il segnale \signal{SIGCHLD} al processo padre (vedi
733   sez.~\ref{sec:sig_sigchld});
734 \item se il processo è un leader di sessione ed il suo terminale di controllo
735   è quello della sessione viene mandato un segnale di \signal{SIGHUP} a tutti i
736   processi del gruppo di \textit{foreground} e il terminale di controllo viene
737   disconnesso (vedi sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term});
738 \item se la conclusione di un processo rende orfano un \textit{process
739     group} ciascun membro del gruppo viene bloccato, e poi gli vengono
740   inviati in successione i segnali \signal{SIGHUP} e \signal{SIGCONT}
741   (vedi ancora sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}).
742 \end{itemize*}
743
744 \itindbeg{termination~status} 
745
746 Oltre queste operazioni è però necessario poter disporre di un meccanismo
747 ulteriore che consenta di sapere come la terminazione è avvenuta: dato che in
748 un sistema unix-like tutto viene gestito attraverso i processi, il meccanismo
749 scelto consiste nel riportare lo \textsl{stato di terminazione} (il cosiddetto
750 \textit{termination status}) al processo padre.
751
752 Nel caso di conclusione normale, abbiamo visto in
753 sez.~\ref{sec:proc_conclusion} che lo stato di uscita del processo viene
754 caratterizzato tramite il valore del cosiddetto \textit{exit status}, cioè il
755 valore passato come argomento alle funzioni \func{exit} o \func{\_exit} o il
756 valore di ritorno per \code{main}.  Ma se il processo viene concluso in
757 maniera anomala il programma non può specificare nessun \textit{exit status},
758 ed è il kernel che deve generare autonomamente il \textit{termination status}
759 per indicare le ragioni della conclusione anomala.
760
761 Si noti la distinzione fra \textit{exit status} e \textit{termination status}:
762 quello che contraddistingue lo stato di chiusura del processo e viene
763 riportato attraverso le funzioni \func{wait} o \func{waitpid} (vedi
764 sez.~\ref{sec:proc_wait}) è sempre quest'ultimo; in caso di conclusione
765 normale il kernel usa il primo (nel codice eseguito da \func{\_exit}) per
766 produrre il secondo.
767
768 La scelta di riportare al padre lo stato di terminazione dei figli, pur
769 essendo l'unica possibile, comporta comunque alcune complicazioni: infatti se
770 alla sua creazione è scontato che ogni nuovo processo abbia un padre, non è
771 detto che sia così alla sua conclusione, dato che il padre potrebbe essere già
772 terminato; si potrebbe avere cioè quello che si chiama un processo
773 \textsl{orfano}.
774
775 Questa complicazione viene superata facendo in modo che il processo orfano
776 venga \textsl{adottato} da \cmd{init}, o meglio dal processo con \ids{PID}
777 1,\footnote{anche se, come vedremo in sez.~\ref{sec:process_prctl}, a partire
778   dal kernel 3.4 è diventato possibile delegare questo compito anche ad un
779   altro processo.} cioè quello lanciato direttamente dal kernel all'avvio, che
780 sta alla base dell'albero dei processi visto in sez.~\ref{sec:proc_hierarchy}
781 e che anche per questo motivo ha un ruolo essenziale nel sistema e non può mai
782 terminare.\footnote{almeno non senza un blocco completo del sistema, in caso
783   di terminazione o di non esecuzione di \cmd{init} infatti il kernel si
784   blocca con un cosiddetto \textit{kernel panic}, dato che questo è un errore
785   fatale.}
786
787 Come già accennato quando un processo termina, il kernel controlla se è il
788 padre di altri processi in esecuzione: in caso positivo allora il \ids{PPID}
789 di tutti questi processi verrà sostituito dal kernel con il \ids{PID} di
790 \cmd{init}, cioè con 1. In questo modo ogni processo avrà sempre un padre (nel
791 caso possiamo parlare di un padre \textsl{adottivo}) cui riportare il suo
792 stato di terminazione.  
793
794 Come verifica di questo comportamento possiamo eseguire il nostro programma
795 \cmd{forktest} imponendo a ciascun processo figlio due secondi di attesa prima
796 di uscire, il risultato è:
797 \begin{Console}
798 [piccardi@selidor sources]$ \textbf{./forktest -c2 3}
799 Process 1972: forking 3 child
800 Spawned 1 child, pid 1973 
801 Child 1 successfully executing
802 Go to next child 
803 Spawned 2 child, pid 1974 
804 Child 2 successfully executing
805 Go to next child 
806 Child 3 successfully executing
807 Spawned 3 child, pid 1975 
808 Go to next child 
809
810 [piccardi@selidor sources]$ Child 3, parent 1, exiting
811 Child 2, parent 1, exiting
812 Child 1, parent 1, exiting
813 \end{Console}
814 come si può notare in questo caso il processo padre si conclude prima dei
815 figli, tornando alla shell, che stampa il prompt sul terminale: circa due
816 secondi dopo viene stampato a video anche l'output dei tre figli che
817 terminano, e come si può notare in questo caso, al contrario di quanto visto
818 in precedenza, essi riportano 1 come \ids{PPID}.
819
820 Altrettanto rilevante è il caso in cui il figlio termina prima del padre,
821 perché non è detto che il padre sia in esecuzione e possa ricevere
822 immediatamente lo stato di terminazione, quindi il kernel deve comunque
823 conservare una certa quantità di informazioni riguardo ai processi che sta
824 terminando.
825
826 Questo viene fatto mantenendo attiva la voce nella tabella dei processi, e
827 memorizzando alcuni dati essenziali, come il \ids{PID}, i tempi di CPU usati
828 dal processo (vedi sez.~\ref{sec:sys_unix_time}) e lo stato di terminazione,
829 mentre la memoria in uso ed i file aperti vengono rilasciati immediatamente. 
830
831 \itindbeg{zombie}
832
833 I processi che sono terminati, ma il cui stato di terminazione non è stato
834 ancora ricevuto dal padre sono chiamati \textit{zombie}, essi restano presenti
835 nella tabella dei processi ed in genere possono essere identificati
836 dall'output di \cmd{ps} per la presenza di una \texttt{Z} nella colonna che ne
837 indica lo stato (vedi tab.~\ref{tab:proc_proc_states}). Quando il padre
838 effettuerà la lettura dello stato di terminazione anche questa informazione,
839 non più necessaria, verrà scartata ed il processo potrà considerarsi
840 completamente concluso.
841
842 Possiamo utilizzare il nostro programma di prova per analizzare anche questa
843 condizione: lanciamo il comando \cmd{forktest} in \textit{background} (vedi
844 sez.~\ref{sec:sess_job_control}), indicando al processo padre di aspettare 10
845 secondi prima di uscire. In questo caso, usando \cmd{ps} sullo stesso
846 terminale (prima dello scadere dei 10 secondi) otterremo:
847 \begin{Console}
848 [piccardi@selidor sources]$ \textbf{ps T}
849   PID TTY      STAT   TIME COMMAND
850   419 pts/0    S      0:00 bash
851   568 pts/0    S      0:00 ./forktest -e10 3
852   569 pts/0    Z      0:00 [forktest <defunct>]
853   570 pts/0    Z      0:00 [forktest <defunct>]
854   571 pts/0    Z      0:00 [forktest <defunct>]
855   572 pts/0    R      0:00 ps T
856 \end{Console}
857 %$
858 e come si vede, dato che non si è fatto nulla per riceverne lo stato di
859 terminazione, i tre processi figli sono ancora presenti pur essendosi
860 conclusi, con lo stato di \textit{zombie} e l'indicazione che sono terminati
861 (la scritta \texttt{defunct}).
862
863 La possibilità di avere degli \textit{zombie} deve essere tenuta sempre
864 presente quando si scrive un programma che deve essere mantenuto in esecuzione
865 a lungo e creare molti processi figli. In questo caso si deve sempre avere
866 cura di far leggere al programma l'eventuale stato di uscita di tutti i
867 figli. Una modalità comune di farlo è attraverso l'utilizzo di un apposito
868 \textit{signal handler} che chiami la funzione \func{wait}, (vedi
869 sez.~\ref{sec:proc_wait}), ne esamineremo in dettaglio un esempio
870 (fig.~\ref{fig:sig_sigchld_handl}) in sez.~\ref{sec:sig_sigchld}.
871
872 La lettura degli stati di uscita è necessaria perché anche se gli
873 \textit{zombie} non consumano risorse di memoria o processore, occupano
874 comunque una voce nella tabella dei processi e se li si lasciano accumulare a
875 lungo quest'ultima potrebbe esaurirsi, con la conseguente impossibilità di
876 lanciare nuovi processi.
877
878 Si noti tuttavia che quando un processo adottato da \cmd{init} termina, non
879 diviene mai uno \textit{zombie}. Questo perché una delle funzioni di
880 \cmd{init} è appunto quella di chiamare la funzione \func{wait} per i processi
881 a cui fa da padre, completandone la terminazione. Questo è quanto avviene
882 anche quando, come nel caso del precedente esempio con \cmd{forktest}, il
883 padre termina con dei figli in stato di \textit{zombie}. Questi scompaiono
884 quando, alla terminazione del padre dopo i secondi programmati, tutti figli
885 che avevamo generato, e che erano diventati \textit{zombie}, vengono adottati
886 da \cmd{init}, il quale provvede a completarne la terminazione.
887
888 Si tenga presente infine che siccome gli \textit{zombie} sono processi già
889 terminati, non c'è modo di eliminarli con il comando \cmd{kill} o inviandogli
890 un qualunque segnale di terminazione (l'argomento è trattato in
891 sez.~\ref{sec:sig_termination}). Qualora ci si trovi in questa situazione
892 l'unica possibilità di cancellarli dalla tabella dei processi è quella di
893 terminare il processo che li ha generati e che non sta facendo il suo lavoro,
894 in modo che \cmd{init} possa adottarli e concluderne correttamente la
895 terminazione.
896
897 Si tenga anche presente che la presenza di \textit{zombie} nella tabella dei
898 processi non è sempre indice di un qualche malfunzionamento, in una macchina
899 con molto carico infatti può esservi una presenza temporanea dovuta al fatto
900 che il processo padre ancora non ha avuto il tempo di gestirli. 
901
902 \itindend{zombie}
903
904
905 \subsection{Le funzioni di attesa e ricezione degli stati di uscita}
906 \label{sec:proc_wait}
907
908 Uno degli usi più comuni delle capacità \textit{multitasking} di un sistema
909 unix-like consiste nella creazione di programmi di tipo server, in cui un
910 processo principale attende le richieste che vengono poi soddisfatte da una
911 serie di processi figli.
912
913 Si è già sottolineato al paragrafo precedente come in questo caso diventi
914 necessario gestire esplicitamente la conclusione dei figli onde evitare di
915 riempire di \textit{zombie} la tabella dei processi. Tratteremo in questa
916 sezione le funzioni di sistema deputate a questo compito; la prima è
917 \funcd{wait} ed il suo prototipo è:
918
919 \begin{funcproto}{ 
920 \fhead{sys/types.h}
921 \fhead{sys/wait.h}
922 \fdecl{pid\_t wait(int *status)}
923 \fdesc{Attende la terminazione di un processo.} 
924 }
925 {La funzione ritorna il \ids{PID} del figlio in caso di successo e $-1$ per un
926   errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
927   \begin{errlist}
928   \item[\errcode{ECHILD}] il processo non ha nessun figlio di cui attendere
929     uno stato di terminazione.
930   \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
931   \end{errlist}}
932 \end{funcproto}
933
934 Questa funzione è presente fin dalle prime versioni di Unix ed è quella usata
935 tradizionalmente per attendere la terminazione dei figli. La funzione sospende
936 l'esecuzione del processo corrente e ritorna non appena un qualunque processo
937 figlio termina. Se un figlio è già terminato prima della sua chiamata la
938 funzione ritorna immediatamente, se più processi figli sono già terminati
939 occorrerà continuare a chiamare la funzione più volte fintanto che non si è
940 recuperato lo stato di terminazione di tutti quanti.
941
942 Al ritorno della funzione lo stato di terminazione del figlio viene salvato
943 (come \textit{value result argument}) nella variabile puntata
944 da \param{status} e tutte le risorse del kernel relative al processo (vedi
945 sez.~\ref{sec:proc_termination}) vengono rilasciate.  Nel caso un processo
946 abbia più figli il valore di ritorno della funzione sarà impostato al
947 \ids{PID} del processo di cui si è ricevuto lo stato di terminazione, cosa che
948 permette di identificare qual è il figlio che è terminato.
949
950 \itindend{termination~status}
951
952 Questa funzione ha il difetto di essere poco flessibile, in quanto ritorna
953 all'uscita di un qualunque processo figlio. Nelle occasioni in cui è
954 necessario attendere la conclusione di uno specifico processo fra tutti quelli
955 esistenti occorre predisporre un meccanismo che tenga conto di tutti processi
956 che sono terminati, e provveda a ripetere la chiamata alla funzione nel caso
957 il processo cercato non risulti fra questi. Se infatti il processo cercato è
958 già terminato e se è già ricevuto lo stato di uscita senza registrarlo, la
959 funzione non ha modo di accorgersene, e si continuerà a chiamarla senza
960 accorgersi che quanto interessava è già accaduto.
961
962 Per questo motivo lo standard POSIX.1 ha introdotto una seconda funzione che
963 effettua lo stesso servizio, ma dispone di una serie di funzionalità più
964 ampie, legate anche al controllo di sessione (si veda
965 sez.~\ref{sec:sess_job_control}).  Dato che è possibile ottenere lo stesso
966 comportamento di \func{wait}\footnote{in effetti il codice
967   \code{wait(\&status)} è del tutto equivalente a \code{waitpid(WAIT\_ANY,
968     \&status, 0)}.} si consiglia di utilizzare sempre questa nuova funzione di
969 sistema, \funcd{waitpid}, il cui prototipo è:
970
971 \begin{funcproto}{ 
972 \fhead{sys/types.h}
973 \fhead{sys/wait.h}
974 \fdecl{pid\_t waitpid(pid\_t pid, int *status, int options)}
975 \fdesc{Attende il cambiamento di stato di un processo figlio.} 
976 }
977 {La funzione ritorna il \ids{PID} del processo che ha cambiato stato in caso
978   di successo, o 0 se è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e il
979   processo non è uscito e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno}
980   assumerà uno dei valori:
981   \begin{errlist}
982   \item[\errcode{ECHILD}] il processo specificato da \param{pid} non esiste o
983     non è figlio del processo chiamante.
984   \item[\errcode{EINTR}] non è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e
985     la funzione è stata interrotta da un segnale.
986   \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per
987     l'argomento \param{options}.
988   \end{errlist}}
989 \end{funcproto}
990
991 La prima differenza fra le due funzioni è che con \func{waitpid} si può
992 specificare in maniera flessibile quale processo attendere, sulla base del
993 valore fornito dall'argomento \param{pid}. Questo può assumere diversi valori,
994 secondo lo specchietto riportato in tab.~\ref{tab:proc_waidpid_pid}, dove si
995 sono riportate anche le costanti definite per indicare alcuni di essi.
996
997 \begin{table}[!htb]
998   \centering
999   \footnotesize
1000   \begin{tabular}[c]{|c|c|p{8cm}|}
1001     \hline
1002     \textbf{Valore} & \textbf{Costante} &\textbf{Significato}\\
1003     \hline
1004     \hline
1005     $<-1$& --               & Attende per un figlio il cui \textit{process
1006                               group} (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) è
1007                               uguale al valore assoluto di \param{pid}.\\ 
1008     $-1$&\constd{WAIT\_ANY}  & Attende per un figlio qualsiasi, usata in
1009                                questa maniera senza specificare nessuna opzione
1010                                è equivalente a \func{wait}.\\ 
1011     $ 0$&\constd{WAIT\_MYPGRP}&Attende per un figlio il cui \textit{process
1012                                group} (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) è
1013                                 uguale a quello del processo chiamante.\\ 
1014     $>0$& --                & Attende per un figlio il cui \ids{PID} è uguale
1015                               al valore di \param{pid}.\\
1016     \hline
1017   \end{tabular}
1018   \caption{Significato dei valori dell'argomento \param{pid} della funzione
1019     \func{waitpid}.}
1020   \label{tab:proc_waidpid_pid}
1021 \end{table}
1022
1023 Il comportamento di \func{waitpid} può inoltre essere modificato passando alla
1024 funzione delle opportune opzioni tramite l'argomento \param{options}; questo
1025 deve essere specificato come maschera binaria delle costanti riportati nella
1026 prima parte in tab.~\ref{tab:proc_waitpid_options} che possono essere
1027 combinate fra loro con un OR aritmetico. Nella seconda parte della stessa
1028 tabella si sono riportati anche alcune opzioni non standard specifiche di
1029 Linux, che consentono un controllo più dettagliato per i processi creati con
1030 la \textit{system call} generica \func{clone} (vedi
1031 sez.~\ref{sec:process_clone}) e che vengono usati principalmente per la
1032 gestione della terminazione dei \textit{thread}\unavref{ (vedi
1033 sez.~\ref{sec:thread_xxx})}.
1034
1035 \begin{table}[!htb]
1036   \centering
1037   \footnotesize
1038   \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1039     \hline
1040     \textbf{Costante} & \textbf{Descrizione}\\
1041     \hline
1042     \hline
1043     \const{WNOHANG}   & La funzione ritorna immediatamente anche se non è
1044                         terminato nessun processo figlio.\\
1045     \const{WUNTRACED} & Ritorna anche quando un processo figlio è stato
1046                         fermato.\\ 
1047     \const{WCONTINUED}& Ritorna anche quando un processo figlio che era stato
1048                         fermato ha ripreso l'esecuzione (dal kernel 2.6.10).\\
1049     \hline
1050     \constd{\_\_WCLONE}& Attende solo per i figli creati con \func{clone} 
1051                         (vedi sez.~\ref{sec:process_clone}), vale a dire
1052                         processi che non emettono nessun segnale 
1053                         o emettono un segnale diverso da \signal{SIGCHLD} alla
1054                         terminazione, il default è attendere soltanto i
1055                         processi figli ordinari ignorando quelli creati da
1056                         \func{clone}.\\
1057     \constd{\_\_WALL}  & Attende per qualunque figlio, sia ordinario che creato
1058                         con \func{clone}, se specificata con
1059                         \const{\_\_WCLONE} quest'ultima viene ignorata. \\
1060     \constd{\_\_WNOTHREAD}& Non attende per i figli di altri \textit{thread}
1061                         dello stesso \textit{thread group}, questo era il
1062                         comportamento di default del kernel 2.4 che non
1063                         supportava la possibilità, divenuta il default a
1064                         partire dal 2.6, di attendere un qualunque figlio
1065                         appartenente allo stesso \textit{thread group}. \\
1066     \hline
1067   \end{tabular}
1068   \caption{Costanti che identificano i bit dell'argomento \param{options}
1069     della funzione \func{waitpid}.} 
1070   \label{tab:proc_waitpid_options}
1071 \end{table}
1072
1073 \constbeg{WNOHANG}
1074
1075 L'uso dell'opzione \const{WNOHANG} consente di prevenire il blocco della
1076 funzione qualora nessun figlio sia uscito o non si siano verificate le altre
1077 condizioni per l'uscita della funzione. in tal caso. In tal caso la funzione,
1078 invece di restituire il \ids{PID} del processo (che è sempre un intero
1079 positivo) ritornerà un valore nullo.
1080
1081 \constend{WNOHANG}
1082 \constbeg{WUNTRACED}
1083 \constbeg{WCONTINUED}
1084
1085 Le altre due opzioni, \const{WUNTRACED} e \const{WCONTINUED}, consentono
1086 rispettivamente di tracciare non la terminazione di un processo, ma il fatto
1087 che esso sia stato fermato, o fatto ripartire, e sono utilizzate per la
1088 gestione del controllo di sessione (vedi sez.~\ref{sec:sess_job_control}).
1089
1090 Nel caso di \const{WUNTRACED} la funzione ritorna, restituendone il \ids{PID},
1091 quando un processo figlio entra nello stato \textit{stopped}\footnote{in
1092   realtà viene notificato soltanto il caso in cui il processo è stato fermato
1093   da un segnale di stop (vedi sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}), e non quello in
1094   cui lo stato \textit{stopped} è dovuto all'uso di \func{ptrace}\unavref{
1095     (vedi sez.~\ref{sec:process_ptrace})}.} (vedi
1096 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}), mentre con \const{WCONTINUED} la funzione
1097 ritorna quando un processo in stato \textit{stopped} riprende l'esecuzione per
1098 la ricezione del segnale \signal{SIGCONT} (l'uso di questi segnali per il
1099 controllo di sessione è trattato in sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}).
1100
1101 \constend{WUNTRACED}
1102 \constend{WCONTINUED}
1103
1104 La terminazione di un processo figlio (così come gli altri eventi osservabili
1105 con \func{waitpid}) è chiaramente un evento asincrono rispetto all'esecuzione
1106 di un programma e può avvenire in un qualunque momento. Per questo motivo,
1107 come accennato nella sezione precedente, una delle azioni prese dal kernel
1108 alla conclusione di un processo è quella di mandare un segnale di
1109 \signal{SIGCHLD} al padre. L'azione predefinita per questo segnale (si veda
1110 sez.~\ref{sec:sig_base}) è di essere ignorato, ma la sua generazione
1111 costituisce il meccanismo di comunicazione asincrona con cui il kernel avverte
1112 il processo padre che uno dei suoi figli è terminato.
1113
1114 Il comportamento delle funzioni è però cambiato nel passaggio dal kernel 2.4
1115 al kernel 2.6, quest'ultimo infatti si è adeguato alle prescrizioni dello
1116 standard POSIX.1-2001 e come da esso richiesto se \signal{SIGCHLD} viene
1117 ignorato, o se si imposta il flag di \const{SA\_NOCLDSTOP} nella ricezione
1118 dello stesso (si veda sez.~\ref{sec:sig_sigaction}) i processi figli che
1119 terminano non diventano \textit{zombie} e sia \func{wait} che \func{waitpid}
1120 si bloccano fintanto che tutti i processi figli non sono terminati, dopo di
1121 che falliscono con un errore di \errcode{ENOCHLD}.\footnote{questo è anche il
1122   motivo per cui le opzioni \const{WUNTRACED} e \const{WCONTINUED} sono
1123   utilizzabili soltanto qualora non si sia impostato il flag di
1124   \const{SA\_NOCLDSTOP} per il segnale \signal{SIGCHLD}.}
1125
1126 Con i kernel della serie 2.4 e tutti i kernel delle serie precedenti entrambe
1127 le funzioni di attesa ignorano questa prescrizione e si comportano sempre
1128 nello stesso modo,\footnote{lo standard POSIX.1 originale infatti lascia
1129   indefinito il comportamento di queste funzioni quando \signal{SIGCHLD} viene
1130   ignorato.} indipendentemente dal fatto \signal{SIGCHLD} sia ignorato o meno:
1131 attendono la terminazione di un processo figlio e ritornano il relativo
1132 \ids{PID} e lo stato di terminazione nell'argomento \param{status}.
1133
1134 In generale in un programma non si vuole essere forzati ad attendere la
1135 conclusione di un processo figlio per proseguire l'esecuzione, specie se tutto
1136 questo serve solo per leggerne lo stato di chiusura (ed evitare eventualmente
1137 la presenza di \textit{zombie}).  Per questo la modalità più comune di
1138 chiamare queste funzioni è quella di utilizzarle all'interno di un
1139 \textit{signal handler} (vedremo un esempio di come gestire \signal{SIGCHLD}
1140 con i segnali in sez.~\ref{sec:sig_example}). In questo caso infatti, dato che
1141 il segnale è generato dalla terminazione di un figlio, avremo la certezza che
1142 la chiamata a \func{waitpid} non si bloccherà.
1143
1144 Come accennato sia \func{wait} che \func{waitpid} restituiscono lo stato di
1145 terminazione del processo tramite il puntatore \param{status}, e se non
1146 interessa memorizzarlo si può passare un puntatore nullo. Il valore restituito
1147 da entrambe le funzioni dipende dall'implementazione, ma tradizionalmente gli
1148 8 bit meno significativi sono riservati per memorizzare lo stato di uscita del
1149 processo, e gli altri per indicare il segnale che ha causato la terminazione
1150 (in caso di conclusione anomala), uno per indicare se è stato generato un
1151 \textit{core dump} (vedi sez.~\ref{sec:sig_standard}), ecc.\footnote{le
1152   definizioni esatte si possono trovare in \file{<bits/waitstatus.h>} ma
1153   questo file non deve mai essere usato direttamente, esso viene incluso
1154   attraverso \file{<sys/wait.h>}.}
1155
1156 \begin{table}[!htb]
1157   \centering
1158   \footnotesize
1159   \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1160     \hline
1161     \textbf{Macro} & \textbf{Descrizione}\\
1162     \hline
1163     \hline
1164     \macrod{WIFEXITED}\texttt{(s)}   & Condizione vera (valore non nullo) per
1165                                       un processo figlio che sia terminato
1166                                       normalmente. \\ 
1167     \macrod{WEXITSTATUS}\texttt{(s)} & Restituisce gli otto bit meno
1168                                       significativi dello stato di uscita del
1169                                       processo (passato attraverso
1170                                       \func{\_exit}, \func{exit} o come valore
1171                                       di ritorno di \code{main}); può essere
1172                                       valutata solo se \val{WIFEXITED} ha
1173                                       restituito un valore non nullo.\\ 
1174     \macrod{WIFSIGNALED}\texttt{(s)} & Condizione vera se il processo figlio è
1175                                       terminato in maniera anomala a causa di
1176                                       un segnale che non è stato catturato
1177                                       (vedi sez.~\ref{sec:sig_notification}).\\ 
1178     \macrod{WTERMSIG}\texttt{(s)}    & Restituisce il numero del segnale che ha
1179                                       causato la terminazione anomala del
1180                                       processo; può essere valutata solo se
1181                                       \val{WIFSIGNALED} ha restituito un
1182                                       valore non nullo.\\
1183     \macrod{WCOREDUMP}\texttt{(s)}   & Vera se il processo terminato ha
1184                                       generato un file di 
1185                                       \textit{core dump}; può essere valutata
1186                                       solo se \val{WIFSIGNALED} ha restituito
1187                                       un valore non nullo.\footnotemark \\
1188     \macrod{WIFSTOPPED}\texttt{(s)}  & Vera se il processo che ha causato il
1189                                       ritorno di \func{waitpid} è bloccato;
1190                                       l'uso è possibile solo con
1191                                       \func{waitpid} avendo specificato
1192                                       l'opzione \const{WUNTRACED}.\\
1193     \macrod{WSTOPSIG}\texttt{(s)}    & Restituisce il numero del segnale che ha
1194                                       bloccato il processo; può essere
1195                                       valutata solo se \val{WIFSTOPPED} ha
1196                                       restituito un valore non nullo. \\ 
1197     \macrod{WIFCONTINUED}\texttt{(s)}& Vera se il processo che ha causato il
1198                                       ritorno è stato riavviato da un
1199                                       \signal{SIGCONT} (disponibile solo a
1200                                       partire dal kernel 2.6.10).\\
1201     \hline
1202   \end{tabular}
1203   \caption{Descrizione delle varie macro di preprocessore utilizzabili per 
1204     verificare lo stato di terminazione \var{s} di un processo.}
1205   \label{tab:proc_status_macro}
1206 \end{table}
1207
1208 \footnotetext{questa macro non è definita dallo standard POSIX.1-2001, ma è
1209   presente come estensione sia in Linux che in altri Unix, deve essere
1210   pertanto utilizzata con attenzione (ad esempio è il caso di usarla in un
1211   blocco \texttt{\#ifdef WCOREDUMP ... \#endif}.}
1212
1213 Lo standard POSIX.1 definisce una serie di macro di preprocessore da usare per
1214 analizzare lo stato di uscita. Esse sono definite sempre in
1215 \file{<sys/wait.h>} ed elencate in tab.~\ref{tab:proc_status_macro}. Si tenga
1216 presente che queste macro prevedono che gli si passi come parametro la
1217 variabile di tipo \ctyp{int} puntata dall'argomento \param{status} restituito
1218 da \func{wait} o \func{waitpid}.
1219
1220 Si tenga conto che nel caso di conclusione anomala il valore restituito da
1221 \val{WTERMSIG} può essere confrontato con le costanti che identificano i
1222 segnali definite in \headfile{signal.h} ed elencate in
1223 tab.~\ref{tab:sig_signal_list}, e stampato usando le apposite funzioni
1224 trattate in sez.~\ref{sec:sig_strsignal}.
1225
1226 A partire dal kernel 2.6.9, sempre in conformità allo standard POSIX.1-2001, è
1227 stata introdotta una nuova funzione di attesa che consente di avere un
1228 controllo molto più preciso sui possibili cambiamenti di stato dei processi
1229 figli e più dettagli sullo stato di uscita; la funzione di sistema è
1230 \funcd{waitid} ed il suo prototipo è:
1231
1232 \begin{funcproto}{ 
1233 \fhead{sys/types.h}
1234 \fhead{sys/wait.h}
1235 \fdecl{int waitid(idtype\_t idtype, id\_t id, siginfo\_t *infop, int options)}
1236 \fdesc{Attende il cambiamento di stato di un processo figlio.} 
1237 }
1238 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1239   caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1240   \begin{errlist}
1241   \item[\errcode{ECHILD}] il processo specificato da \param{pid} non esiste o
1242     non è figlio del processo chiamante.
1243   \item[\errcode{EINTR}] non è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e
1244     la funzione è stata interrotta da un segnale.
1245   \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per
1246     l'argomento \param{options}.
1247   \end{errlist}}
1248 \end{funcproto}
1249
1250 La funzione prevede che si specifichi quali processi si intendono osservare
1251 usando i due argomenti \param{idtype} ed \param{id}; il primo indica se ci si
1252 vuole porre in attesa su un singolo processo, un gruppo di processi o un
1253 processo qualsiasi, e deve essere specificato secondo uno dei valori di
1254 tab.~\ref{tab:proc_waitid_idtype}; il secondo indica, a seconda del valore del
1255 primo, quale processo o quale gruppo di processi selezionare.
1256
1257 \begin{table}[!htb]
1258   \centering
1259   \footnotesize
1260   \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1261     \hline
1262     \textbf{Valore} & \textbf{Descrizione}\\
1263     \hline
1264     \hline
1265     \constd{P\_PID} & Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
1266                       il cui \ids{PID} corrisponda al valore dell'argomento
1267                       \param{id}.\\
1268     \constd{P\_PGID}& Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
1269                       appartenente al \textit{process group} (vedi
1270                       sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) il cui \acr{pgid}
1271                       corrisponda al valore dell'argomento \param{id}.\\
1272     \constd{P\_ALL} & Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
1273                       generico, il valore dell'argomento \param{id} viene
1274                       ignorato.\\
1275     \hline
1276   \end{tabular}
1277   \caption{Costanti per i valori dell'argomento \param{idtype} della funzione
1278     \func{waitid}.}
1279   \label{tab:proc_waitid_idtype}
1280 \end{table}
1281
1282 Come per \func{waitpid} anche il comportamento di \func{waitid} è
1283 controllato dall'argomento \param{options}, da specificare come maschera
1284 binaria dei valori riportati in tab.~\ref{tab:proc_waitid_options}. Benché
1285 alcuni di questi siano identici come significato ed effetto ai precedenti di
1286 tab.~\ref{tab:proc_waitpid_options}, ci sono delle differenze significative:
1287 in questo caso si dovrà specificare esplicitamente l'attesa della terminazione
1288 di un processo impostando l'opzione \const{WEXITED}, mentre il precedente
1289 \const{WUNTRACED} è sostituito da \const{WSTOPPED}.  Infine è stata aggiunta
1290 l'opzione \const{WNOWAIT} che consente una lettura dello stato mantenendo il
1291 processo in attesa di ricezione, così che una successiva chiamata possa di
1292 nuovo riceverne lo stato.
1293
1294 \begin{table}[!htb]
1295   \centering
1296   \footnotesize
1297   \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1298     \hline
1299     \textbf{Valore} & \textbf{Descrizione}\\
1300     \hline
1301     \hline
1302     \constd{WEXITED}   & Ritorna quando un processo figlio è terminato.\\
1303     \constd{WNOHANG}   & Ritorna immediatamente anche se non c'è niente da
1304                          notificare.\\ 
1305     \constd{WSTOPPED}  & Ritorna quando un processo figlio è stato fermato.\\
1306     \const{WCONTINUED} & Ritorna quando un processo figlio che era stato
1307                          fermato ha ripreso l'esecuzione.\\
1308     \constd{WNOWAIT}   & Lascia il processo ancora in attesa di ricezione, così
1309                          che una successiva chiamata possa di nuovo riceverne
1310                          lo stato.\\
1311     \hline
1312   \end{tabular}
1313   \caption{Costanti che identificano i bit dell'argomento \param{options}
1314     della funzione \func{waitid}.} 
1315   \label{tab:proc_waitid_options}
1316 \end{table}
1317
1318 La funzione \func{waitid} restituisce un valore nullo in caso di successo, e
1319 $-1$ in caso di errore; viene restituito un valore nullo anche se è stata
1320 specificata l'opzione \const{WNOHANG} e la funzione è ritornata immediatamente
1321 senza che nessun figlio sia terminato. Pertanto per verificare il motivo del
1322 ritorno della funzione occorre analizzare le informazioni che essa
1323 restituisce; queste, al contrario delle precedenti \func{wait} e
1324 \func{waitpid} che usavano un semplice valore numerico, sono ritornate in una
1325 struttura di tipo \struct{siginfo\_t} (vedi fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t})
1326 all'indirizzo puntato dall'argomento \param{infop}.
1327
1328 Tratteremo nei dettagli la struttura \struct{siginfo\_t} ed il significato dei
1329 suoi vari campi in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}, per quanto ci interessa qui
1330 basta dire che al ritorno di \func{waitid} verranno avvalorati i seguenti
1331 campi:
1332 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{1.8cm}}
1333 \item[\var{si\_pid}] con il \ids{PID} del figlio.
1334 \item[\var{si\_uid}] con l'\textsl{user-ID reale} (vedi
1335   sez.~\ref{sec:proc_perms}) del figlio.
1336 \item[\var{si\_signo}] con \signal{SIGCHLD}.
1337 \item[\var{si\_status}] con lo stato di uscita del figlio o con il segnale che
1338   lo ha terminato, fermato o riavviato.
1339 \item[\var{si\_code}] con uno fra \const{CLD\_EXITED}, \const{CLD\_KILLED},
1340   \const{CLD\_STOPPED}, \const{CLD\_CONTINUED}, \const{CLD\_TRAPPED} e
1341   \const{CLD\_DUMPED} a indicare la ragione del ritorno della funzione, il cui
1342   significato è, nell'ordine: uscita normale, terminazione da segnale,
1343   processo fermato, processo riavviato, processo terminato in
1344   \textit{core dump} (vedi sez.~\ref{sec:sig_standard}).
1345 \end{basedescript}
1346
1347 Infine Linux, seguendo un'estensione di BSD, supporta altre due funzioni per
1348 la lettura dello stato di terminazione di un processo, analoghe alle
1349 precedenti ma che prevedono un ulteriore argomento attraverso il quale il
1350 kernel può restituire al padre informazioni sulle risorse (vedi
1351 sez.~\ref{sec:sys_res_limits}) usate dal processo terminato e dai vari figli.
1352 Le due funzioni di sistema sono \funcd{wait3} e \funcd{wait4}, che diventano
1353 accessibili definendo la macro \macro{\_USE\_BSD}, i loro prototipi sono:
1354
1355 \begin{funcproto}{ 
1356 \fhead{sys/types.h}
1357 \fhead{sys/times.h}
1358 \fhead{sys/resource.h}
1359 \fhead{sys/wait.h}
1360 \fdecl{int wait3(int *status, int options, struct rusage *rusage)}
1361 \fdecl{int wait4(pid\_t pid, int *status, int options, struct rusage *rusage)}
1362 \fdesc{Attende il cambiamento di stato di un processo figlio, riportando l'uso
1363   delle risorse.} 
1364 }
1365 {La funzione ha gli stessi valori di ritorno e codici di errore di
1366   \func{waitpid}. }
1367 \end{funcproto}
1368
1369 La funzione \func{wait4} è identica \func{waitpid} sia nel comportamento che
1370 per i valori dei primi tre argomenti, ma in più restituisce nell'argomento
1371 aggiuntivo \param{rusage} un sommario delle risorse usate dal processo. Questo
1372 argomento è una struttura di tipo \struct{rusage} definita in
1373 \headfile{sys/resource.h}, che viene utilizzata anche dalla funzione
1374 \func{getrusage} per ottenere le risorse di sistema usate da un processo. La
1375 sua definizione è riportata in fig.~\ref{fig:sys_rusage_struct} e ne
1376 tratteremo in dettaglio il significato sez.~\ref{sec:sys_resource_use}. La
1377 funzione \func{wait3} è semplicemente un caso particolare di (e con Linux
1378 viene realizzata con la stessa \textit{system call}), ed è equivalente a
1379 chiamare \code{wait4(-1, \&status, opt, rusage)}, per questo motivo è ormai
1380 deprecata in favore di \func{wait4}.
1381
1382
1383
1384 \subsection{La famiglia delle funzioni \func{exec} per l'esecuzione dei
1385   programmi}
1386 \label{sec:proc_exec}
1387
1388 Abbiamo già detto che una delle modalità principali con cui si utilizzano i
1389 processi in Unix è quella di usarli per lanciare nuovi programmi: questo viene
1390 fatto attraverso una delle funzioni della famiglia \func{exec}. Quando un
1391 processo chiama una di queste funzioni esso viene completamente sostituito dal
1392 nuovo programma, il \ids{PID} del processo non cambia, dato che non viene
1393 creato un nuovo processo, la funzione semplicemente rimpiazza lo
1394 \textit{stack}, i dati ed il testo del processo corrente con un nuovo
1395 programma letto da disco, eseguendo il \textit{link-loader} con gli effetti
1396 illustrati in sez.~\ref{sec:proc_main}.
1397
1398 \begin{figure}[!htb]
1399   \centering \includegraphics[width=8cm]{img/exec_rel}
1400   \caption{La interrelazione fra le sei funzioni della famiglia \func{exec}.}
1401   \label{fig:proc_exec_relat}
1402 \end{figure}
1403
1404 Ci sono sei diverse versioni di \func{exec} (per questo la si è chiamata
1405 famiglia di funzioni) che possono essere usate per questo compito, in realtà
1406 (come mostrato in fig.~\ref{fig:proc_exec_relat}), tutte queste funzioni sono
1407 tutte varianti che consentono di invocare in modi diversi, semplificando il
1408 passaggio degli argomenti, la funzione di sistema \funcd{execve}, il cui
1409 prototipo è:
1410
1411 \begin{funcproto}{
1412 \fhead{unistd.h}
1413 \fdecl{int execve(const char *filename, char *const argv[], char *const envp[])}
1414 \fdesc{Esegue un programma.} 
1415 }
1416 {La funzione ritorna solo in caso di errore, restituendo $-1$, nel qual
1417  caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1418 \begin{errlist}
1419   \item[\errcode{EACCES}] il file o l'interprete non file ordinari, o non sono
1420     eseguibili, o il file è su un filesystem montato con l'opzione
1421     \cmd{noexec}, o manca  il permesso di attraversamento di una delle
1422     directory del \textit{pathname}.
1423   \item[\errcode{EAGAIN}] dopo un cambio di \ids{UID} si è ancora  sopra il
1424     numero massimo di processi consentiti per l'utente (dal kernel 3.1, per i
1425     dettagli vedi sez.~\ref{sec:proc_setuid}).
1426   \item[\errcode{EINVAL}] l'eseguibile ELF ha più di un segmento
1427     \const{PT\_INTERP}, cioè chiede di essere eseguito da più di un
1428     interprete.
1429   \item[\errcode{ELIBBAD}] un interprete ELF non è in un formato
1430     riconoscibile.
1431   \item[\errcode{ENOENT}] il file o una delle librerie dinamiche o l'interprete
1432     necessari per eseguirlo non esistono.
1433   \item[\errcode{ENOEXEC}] il file è in un formato non eseguibile o non
1434     riconosciuto come tale, o compilato per un'altra architettura.
1435   \item[\errcode{EPERM}] il file ha i bit \acr{suid} o \acr{sgid} e l'utente
1436     non è root, ed il processo viene tracciato, oppure il filesystem è montato
1437     con l'opzione \cmd{nosuid}. 
1438   \item[\errcode{ETXTBSY}] l'eseguibile è aperto in scrittura da uno o più
1439     processi. 
1440   \item[\errcode{E2BIG}] la lista degli argomenti è troppo grande.
1441   \end{errlist}
1442   ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{EIO}, \errval{EISDIR}, \errval{ELOOP},
1443   \errval{EMFILE}, \errval{ENAMETOOLONG}, \errval{ENFILE}, \errval{ENOMEM},
1444   \errval{ENOTDIR} nel loro significato generico.  }
1445 \end{funcproto}
1446
1447 La funzione \func{execve} esegue il programma o lo script indicato dal
1448 \textit{pathname} \param{filename}, passandogli la lista di argomenti indicata
1449 da \param{argv} e come ambiente la lista di stringhe indicata
1450 da \param{envp}. Entrambe le liste devono essere terminate da un puntatore
1451 nullo. I vettori degli argomenti e dell'ambiente possono essere acceduti dal
1452 nuovo programma quando la sua funzione \code{main} è dichiarata nella forma
1453 \code{main(int argc, char *argv[], char *envp[])}. Si tenga presente per il
1454 passaggio degli argomenti e dell'ambiente esistono comunque dei limiti, su cui
1455 torneremo in sez.~\ref{sec:sys_res_limits}).
1456 % TODO aggiungere la parte sul numero massimo di argomenti, da man execve
1457
1458 In caso di successo la funzione non ritorna, in quanto al posto del programma
1459 chiamante viene eseguito il nuovo programma indicato da \param{filename}. Se
1460 il processo corrente è tracciato con \func{ptrace}\unavref{ (vedi
1461 sez.~\ref{sec:process_ptrace})} in caso di successo viene emesso il segnale
1462 \signal{SIGTRAP}.
1463
1464 Le altre funzioni della famiglia (\funcd{execl}, \funcd{execv},
1465 \funcd{execle}, \funcd{execlp}, \funcd{execvp}) servono per fornire all'utente
1466 una serie di possibili diverse interfacce nelle modalità di passaggio degli
1467 argomenti all'esecuzione del nuovo programma. I loro prototipi sono:
1468
1469 \begin{funcproto}{ 
1470 \fhead{unistd.h}
1471 \fdecl{int execl(const char *path, const char *arg, ...)}
1472 \fdecl{int execv(const char *path, char *const argv[])}
1473 \fdecl{int execle(const char *path, const char *arg, ..., char * const envp[])}
1474 \fdecl{int execlp(const char *file, const char *arg, ...)}
1475 \fdecl{int execvp(const char *file, char *const argv[])}
1476 \fdesc{Eseguono un programma.} 
1477 }
1478 {Le funzioni ritornano solo in caso di errore, restituendo $-1$, i codici di
1479   errore sono gli stessi di \func{execve}.
1480 }
1481 \end{funcproto}
1482
1483 Tutte le funzioni mettono in esecuzione nel processo corrente il programma
1484 indicati nel primo argomento. Gli argomenti successivi consentono di
1485 specificare gli argomenti e l'ambiente che saranno ricevuti dal nuovo
1486 processo. Per capire meglio le differenze fra le funzioni della famiglia si può
1487 fare riferimento allo specchietto riportato in
1488 tab.~\ref{tab:proc_exec_scheme}. La relazione fra le funzioni è invece
1489 illustrata in fig.~\ref{fig:proc_exec_relat}.
1490
1491 \begin{table}[!htb]
1492   \footnotesize
1493   \centering
1494   \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c||c|c|c|}
1495     \hline
1496     \multicolumn{1}{|c|}{\textbf{Caratteristiche}} & 
1497     \multicolumn{6}{|c|}{\textbf{Funzioni}} \\
1498     \hline
1499     &\func{execl}\texttt{ }&\func{execlp}&\func{execle}
1500     &\func{execv}\texttt{ }& \func{execvp}& \func{execve} \\
1501     \hline
1502     \hline
1503     argomenti a lista    &$\bullet$&$\bullet$&$\bullet$&&& \\
1504     argomenti a vettore  &&&&$\bullet$&$\bullet$&$\bullet$\\
1505     \hline
1506     filename completo     &$\bullet$&&$\bullet$&$\bullet$&&$\bullet$\\ 
1507     ricerca su \var{PATH} &&$\bullet$&&&$\bullet$& \\
1508     \hline
1509     ambiente a vettore   &&&$\bullet$&&&$\bullet$ \\
1510     uso di \var{environ} &$\bullet$&$\bullet$&&$\bullet$&$\bullet$& \\
1511     \hline
1512   \end{tabular}
1513   \caption{Confronto delle caratteristiche delle varie funzioni della 
1514     famiglia \func{exec}.}
1515   \label{tab:proc_exec_scheme}
1516 \end{table}
1517
1518 La prima differenza fra le funzioni riguarda le modalità di passaggio dei
1519 valori che poi andranno a costituire gli argomenti a linea di comando (cioè i
1520 valori di \param{argv} e \param{argc} visti dalla funzione \code{main} del
1521 programma chiamato). Queste modalità sono due e sono riassunte dagli mnemonici
1522 ``\texttt{v}'' e ``\texttt{l}'' che stanno rispettivamente per \textit{vector}
1523 e \textit{list}.
1524
1525 Nel primo caso gli argomenti sono passati tramite il vettore di puntatori
1526 \var{argv[]} a stringhe terminate con zero che costituiranno gli argomenti a
1527 riga di comando, questo vettore \emph{deve} essere terminato da un puntatore
1528 nullo. Nel secondo caso le stringhe degli argomenti sono passate alla funzione
1529 come lista di puntatori, nella forma:
1530 \includecodesnip{listati/char_list.c}
1531 che deve essere terminata da un puntatore nullo.  In entrambi i casi vale la
1532 convenzione che il primo argomento (\var{arg0} o \var{argv[0]}) viene usato
1533 per indicare il nome del file che contiene il programma che verrà eseguito.
1534
1535 La seconda differenza fra le funzioni riguarda le modalità con cui si
1536 specifica il programma che si vuole eseguire. Con lo mnemonico ``\texttt{p}''
1537 si indicano le due funzioni che replicano il comportamento della shell nello
1538 specificare il comando da eseguire; quando l'argomento \param{file} non
1539 contiene una ``\texttt{/}'' esso viene considerato come un nome di programma,
1540 e viene eseguita automaticamente una ricerca fra i file presenti nella lista
1541 di directory specificate dalla variabile di ambiente \envvar{PATH}. Il file
1542 che viene posto in esecuzione è il primo che viene trovato. Se si ha un errore
1543 relativo a permessi di accesso insufficienti (cioè l'esecuzione della
1544 sottostante \func{execve} ritorna un \errcode{EACCES}), la ricerca viene
1545 proseguita nelle eventuali ulteriori directory indicate in \envvar{PATH}; solo
1546 se non viene trovato nessun altro file viene finalmente restituito
1547 \errcode{EACCES}.  Le altre quattro funzioni si limitano invece a cercare di
1548 eseguire il file indicato dall'argomento \param{path}, che viene interpretato
1549 come il \textit{pathname} del programma.
1550
1551 La terza differenza è come viene passata la lista delle variabili di ambiente.
1552 Con lo mnemonico ``\texttt{e}'' vengono indicate quelle funzioni che
1553 necessitano di un vettore di parametri \var{envp[]} analogo a quello usato per
1554 gli argomenti a riga di comando (terminato quindi da un \val{NULL}), le altre
1555 usano il valore della variabile \var{environ} (vedi
1556 sez.~\ref{sec:proc_environ}) del processo di partenza per costruire
1557 l'ambiente.
1558
1559 Oltre a mantenere lo stesso \ids{PID}, il nuovo programma fatto partire da una
1560 delle funzioni della famiglia \func{exec} mantiene la gran parte delle
1561 proprietà del processo chiamante; una lista delle più significative è la
1562 seguente:
1563 \begin{itemize*}
1564 \item il \textit{process id} (\ids{PID}) ed il \textit{parent process id}
1565   (\ids{PPID});
1566 \item l'\textsl{user-ID reale}, il \textsl{group-ID reale} ed i
1567   \textsl{group-ID supplementari} (vedi sez.~\ref{sec:proc_access_id});
1568 \item la directory radice (vedi sez.~\ref{sec:file_chroot}) e la directory di
1569   lavoro corrente (vedi sez.~\ref{sec:file_work_dir});
1570 \item la maschera di creazione dei file (\textit{umask}, vedi
1571   sez.~\ref{sec:file_perm_management}) ed i \textit{lock} sui file (vedi
1572   sez.~\ref{sec:file_locking});
1573 \item il valori di \textit{nice}, le priorità real-time e le affinità di
1574   processore (vedi sez.~\ref{sec:proc_sched_stand};
1575   sez.~\ref{sec:proc_real_time} e sez.~\ref{sec:proc_sched_multiprocess});
1576 \item il \textit{session ID} (\acr{sid}) ed il \textit{process group ID}
1577   (\acr{pgid}), vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group};
1578 \item il terminale di controllo (vedi sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term});
1579 \item il tempo restante ad un allarme (vedi sez.~\ref{sec:sig_alarm_abort});
1580 \item i limiti sulle risorse (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit});
1581 \item i valori delle variabili \var{tms\_utime}, \var{tms\_stime};
1582   \var{tms\_cutime}, \var{tms\_ustime} (vedi sez.~\ref{sec:sys_cpu_times});
1583 \item la maschera dei segnali (si veda sez.~\ref{sec:sig_sigmask});
1584 \item l'insieme dei segnali pendenti (vedi sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}).
1585 \end{itemize*}
1586
1587 Una serie di proprietà del processo originale, che non avrebbe senso mantenere
1588 in un programma che esegue un codice completamente diverso in uno spazio di
1589 indirizzi totalmente indipendente e ricreato da zero, vengono perse con
1590 l'esecuzione di una \func{exec}. Lo standard POSIX.1-2001 prevede che le
1591 seguenti proprietà non vengano preservate:
1592 \begin{itemize*}
1593 \item gli eventuali stack alternativi per i segnali (vedi
1594   sez.~\ref{sec:sig_specific_features});
1595 \item i \textit{directory stream} (vedi sez.~\ref{sec:file_dir_read}), che
1596   vengono chiusi;
1597 \item le mappature dei file in memoria (vedi sez.~\ref{sec:file_memory_map});
1598 \item i segmenti di memoria condivisa SysV (vedi sez.~\ref{sec:ipc_sysv_shm})
1599   e POSIX (vedi sez.~\ref{sec:ipc_posix_shm});
1600 \item i \textit{memory lock} (vedi sez.~\ref{sec:proc_mem_lock});
1601 \item le funzioni registrate all'uscita (vedi sez.~\ref{sec:proc_atexit});
1602 \item i semafori e le code di messaggi POSIX (vedi
1603   sez.~\ref{sec:ipc_posix_sem} e sez.~\ref{sec:ipc_posix_mq});
1604 \item i timer POSIX (vedi sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}).
1605 \end{itemize*}
1606
1607 Inoltre i segnali che sono stati impostati per essere ignorati nel processo
1608 chiamante mantengono la stessa impostazione pure nel nuovo programma, ma tutti
1609 gli altri segnali, ed in particolare quelli per i quali è stato installato un
1610 gestore vengono impostati alla loro azione predefinita (vedi
1611 sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}). Un caso speciale è il segnale \signal{SIGCHLD}
1612 che, quando impostato a \const{SIG\_IGN}, potrebbe anche essere reimpostato a
1613 \const{SIG\_DFL}. Lo standard POSIX.1-2001 prevede che questo comportamento
1614 sia deciso dalla singola implementazione, quella di Linux è di non modificare
1615 l'impostazione precedente.
1616
1617 Oltre alle precedenti, che sono completamente generali e disponibili anche su
1618 altri sistemi unix-like, esistono altre proprietà dei processi, attinenti alle
1619 caratteristiche specifiche di Linux, che non vengono preservate
1620 nell'esecuzione della funzione \func{exec}, queste sono:
1621 \begin{itemize*}
1622 \item le operazioni di I/O asincrono (vedi sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io})
1623   pendenti vengono cancellate;
1624 \item le \textit{capabilities} vengono modificate come
1625   illustrato in sez.~\ref{sec:proc_capabilities};
1626 \item tutti i \textit{thread} tranne il chiamante\unavref{ (vedi
1627     sez.~\ref{sec:thread_xxx})} vengono cancellati e tutti gli oggetti ad essi
1628   relativi\unavref{ (vedi sez.~\ref{sec:thread_xxx})} sono rimossi;
1629 \item viene impostato il flag \const{PR\_SET\_DUMPABLE} di \func{prctl} (vedi
1630   sez.~\ref{sec:process_prctl}) a meno che il programma da eseguire non sia
1631   \acr{suid} o \acr{sgid} (vedi sez.~\ref{sec:proc_access_id} e
1632   sez.~\ref{sec:file_special_perm});
1633 \item il flag \const{PR\_SET\_KEEPCAPS} di \func{prctl} (vedi
1634   sez.~\ref{sec:process_prctl}) viene cancellato;
1635 \item il nome del processo viene impostato al nome del file contenente il
1636   programma messo in esecuzione;
1637 \item il segnale di terminazione viene reimpostato a \signal{SIGCHLD};
1638 \item l'ambiente viene reinizializzato impostando le variabili attinenti alla
1639   localizzazione al valore di default POSIX. 
1640 \end{itemize*}
1641
1642 \itindbeg{close-on-exec}
1643 La gestione dei file aperti nel passaggio al nuovo programma lanciato con
1644 \func{exec} dipende dal valore che ha il flag di \textit{close-on-exec} per
1645 ciascun \textit{file descriptor} (vedi sez.~\ref{sec:file_shared_access}). I
1646 file per cui è impostato vengono chiusi, tutti gli altri file restano
1647 aperti. Questo significa che il comportamento predefinito è che i file restano
1648 aperti attraverso una \func{exec}, a meno di non aver impostato esplicitamente
1649 (in apertura o con \func{fnctl}) il suddetto flag. Per le directory, lo
1650 standard POSIX.1 richiede che esse vengano chiuse attraverso una \func{exec},
1651 in genere questo è fatto dalla funzione \func{opendir} (vedi
1652 sez.~\ref{sec:file_dir_read}) che effettua da sola l'impostazione del flag di
1653 \textit{close-on-exec} sulle directory che apre, in maniera trasparente
1654 all'utente.
1655 \itindend{close-on-exec}
1656
1657 Il comportamento della funzione in relazione agli identificatori relativi al
1658 controllo di accesso verrà trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:proc_perms},
1659 qui è sufficiente anticipare (si faccia riferimento a
1660 sez.~\ref{sec:proc_access_id} per la definizione di questi identificatori)
1661 come l'\textsl{user-ID reale} ed il \textsl{group-ID reale} restano sempre gli
1662 stessi, mentre l'\textsl{user-ID salvato} ed il \textsl{group-ID salvato}
1663 vengono impostati rispettivamente all'\textsl{user-ID effettivo} ed il
1664 \textsl{group-ID effettivo}. Questi ultimi normalmente non vengono modificati,
1665 a meno che il file di cui viene chiesta l'esecuzione non abbia o il \acr{suid}
1666 bit o lo \acr{sgid} bit impostato (vedi sez.~\ref{sec:file_special_perm}), in
1667 questo caso l'\textsl{user-ID effettivo} ed il \textsl{group-ID effettivo}
1668 vengono impostati rispettivamente all'utente o al gruppo cui il file
1669 appartiene.
1670
1671 Se il file da eseguire è in formato \emph{a.out} e necessita di librerie
1672 condivise, viene lanciato il \textit{linker} dinamico \cmd{/lib/ld.so} prima
1673 del programma per caricare le librerie necessarie ed effettuare il link
1674 dell'eseguibile; il formato è ormai in completo disuso, per cui è molto
1675 probabile che non il relativo supporto non sia disponibile. Se il programma è
1676 in formato ELF per caricare le librerie dinamiche viene usato l'interprete
1677 indicato nel segmento \constd{PT\_INTERP} previsto dal formato stesso, in
1678 genere questo è \sysfiled{/lib/ld-linux.so.1} per programmi collegati con la
1679 \acr{libc5}, e \sysfiled{/lib/ld-linux.so.2} per programmi collegati con la
1680 \acr{glibc}.
1681
1682 Infine nel caso il programma che si vuole eseguire sia uno script e non un
1683 binario, questo deve essere un file di testo che deve iniziare con una linea
1684 nella forma:
1685 \begin{Example}
1686 #!/path/to/interpreter [argomenti]
1687 \end{Example}
1688 dove l'interprete indicato deve essere un eseguibile binario e non un altro
1689 script, che verrà chiamato come se si fosse eseguito il comando
1690 \cmd{interpreter [argomenti] filename}. 
1691
1692 Si tenga presente che con Linux quanto viene scritto come \texttt{argomenti}
1693 viene passato all'interprete come un unico argomento con una unica stringa di
1694 lunghezza massima di 127 caratteri e se questa dimensione viene ecceduta la
1695 stringa viene troncata; altri Unix hanno dimensioni massime diverse, e diversi
1696 comportamenti, ad esempio FreeBSD esegue la scansione della riga e la divide
1697 nei vari argomenti e se è troppo lunga restituisce un errore di
1698 \errval{ENAMETOOLONG}; una comparazione dei vari comportamenti sui diversi
1699 sistemi unix-like si trova su
1700 \url{http://www.in-ulm.de/~mascheck/various/shebang/}.
1701
1702 Con la famiglia delle \func{exec} si chiude il novero delle funzioni su cui è
1703 basata la gestione tradizionale dei processi in Unix: con \func{fork} si crea
1704 un nuovo processo, con \func{exec} si lancia un nuovo programma, con
1705 \func{exit} e \func{wait} si effettua e verifica la conclusione dei
1706 processi. Tutte le altre funzioni sono ausiliarie e servono per la lettura e
1707 l'impostazione dei vari parametri connessi ai processi.
1708
1709
1710
1711 \section{Il controllo di accesso}
1712 \label{sec:proc_perms}
1713
1714 In questa sezione esamineremo le problematiche relative al controllo di
1715 accesso dal punto di vista dei processi; vedremo quali sono gli identificatori
1716 usati, come questi possono essere modificati nella creazione e nel lancio di
1717 nuovi processi, le varie funzioni per la loro manipolazione diretta e tutte le
1718 problematiche connesse ad una gestione accorta dei privilegi.
1719
1720
1721 \subsection{Gli identificatori del controllo di accesso}
1722 \label{sec:proc_access_id}
1723
1724 Come accennato in sez.~\ref{sec:intro_multiuser} il modello base\footnote{in
1725   realtà già esistono estensioni di questo modello base, che lo rendono più
1726   flessibile e controllabile, come le \textit{capabilities} illustrate in
1727   sez.~\ref{sec:proc_capabilities}, le ACL per i file (vedi
1728   sez.~\ref{sec:file_ACL}) o il \textit{Mandatory Access Control} di
1729   \textit{SELinux}; inoltre basandosi sul lavoro effettuato con
1730   \textit{SELinux}, a partire dal kernel 2.5.x, è iniziato lo sviluppo di una
1731   infrastruttura di sicurezza, i \textit{Linux Security Modules}, o LSM, in
1732   grado di fornire diversi agganci a livello del kernel per modularizzare
1733   tutti i possibili controlli di accesso, cosa che ha permesso di realizzare
1734   diverse alternative a \textit{SELinux}.} 
1735 di sicurezza di un sistema unix-like è fondato sui concetti di utente e
1736 gruppo, e sulla separazione fra l'amministratore (\textsl{root}, detto spesso
1737 anche \textit{superuser}) che non è sottoposto a restrizioni, ed il resto
1738 degli utenti, per i quali invece vengono effettuati i vari controlli di
1739 accesso.
1740
1741 Abbiamo già accennato come il sistema associ ad ogni utente e gruppo due
1742 identificatori univoci, lo \itindex{User~ID~(UID)} \textsl{User-ID}
1743 (abbreviato in \ids{UID}) ed il \itindex{Group~ID~(GID)} \textsl{Group-ID}
1744 (abbreviato in \ids{GID}). Questi servono al kernel per identificare uno
1745 specifico utente o un gruppo di utenti, per poi poter controllare che essi
1746 siano autorizzati a compiere le operazioni richieste.  Ad esempio in
1747 sez.~\ref{sec:file_access_control} vedremo come ad ogni file vengano associati
1748 un utente ed un gruppo (i suoi \textsl{proprietari}, indicati appunto tramite
1749 un \ids{UID} ed un \ids{GID}) che vengono controllati dal kernel nella
1750 gestione dei permessi di accesso.
1751
1752 Dato che tutte le operazioni del sistema vengono compiute dai processi, è
1753 evidente che per poter implementare un controllo sulle operazioni occorre
1754 anche poter identificare chi è che ha lanciato un certo programma, e pertanto
1755 anche a ciascun processo dovrà essere associato un utente e un gruppo.
1756
1757 Un semplice controllo di una corrispondenza fra identificativi non garantisce
1758 però sufficiente flessibilità per tutti quei casi in cui è necessario poter
1759 disporre di privilegi diversi, o dover impersonare un altro utente per un
1760 limitato insieme di operazioni. Per questo motivo in generale tutti i sistemi
1761 unix-like prevedono che i processi abbiano almeno due gruppi di
1762 identificatori, chiamati rispettivamente \textit{real} ed \textit{effective}
1763 (cioè \textsl{reali} ed \textsl{effettivi}). Nel caso di Linux si aggiungono
1764 poi altri due gruppi, il \textit{saved} (\textsl{salvati}) ed il
1765 \textit{filesystem} (\textsl{di filesystem}), secondo la situazione illustrata
1766 in tab.~\ref{tab:proc_uid_gid}.
1767
1768 \begin{table}[htb]
1769   \footnotesize
1770   \centering
1771   \begin{tabular}[c]{|c|c|l|p{7cm}|}
1772     \hline
1773     \textbf{Suffisso} & \textbf{Gruppo} & \textbf{Denominazione} 
1774                                         & \textbf{Significato} \\ 
1775     \hline
1776     \hline
1777     \texttt{uid} & \textit{real} & \textsl{user-ID reale} 
1778                  & Indica l'utente che ha lanciato il programma.\\ 
1779     \texttt{gid} & '' &\textsl{group-ID reale} 
1780                  & Indica il gruppo principale dell'utente che ha lanciato 
1781                    il programma.\\ 
1782     \hline
1783     \texttt{euid}& \textit{effective} &\textsl{user-ID effettivo} 
1784                  & Indica l'utente usato nel controllo di accesso.\\ 
1785     \texttt{egid}& '' & \textsl{group-ID effettivo} 
1786                  & Indica il gruppo usato nel controllo di accesso.\\ 
1787     --           & -- & \textsl{group-ID supplementari} 
1788                  & Indicano gli ulteriori gruppi cui l'utente appartiene.\\ 
1789     \hline
1790     --           & \textit{saved} & \textsl{user-ID salvato} 
1791                  & Mantiene una copia dell'\acr{euid} iniziale.\\ 
1792     --           & '' & \textsl{group-ID salvato} 
1793                  & Mantiene una copia dell'\acr{egid} iniziale.\\ 
1794     \hline
1795     \texttt{fsuid}& \textit{filesystem} &\textsl{user-ID di filesystem} 
1796                  & Indica l'utente effettivo per l'accesso al filesystem. \\ 
1797     \texttt{fsgid}& '' & \textsl{group-ID di filesystem} 
1798                  & Indica il gruppo effettivo per l'accesso al filesystem.\\ 
1799     \hline
1800   \end{tabular}
1801   \caption{Identificatori di utente e gruppo associati a ciascun processo con
1802     indicazione dei suffissi usati dalle varie funzioni di manipolazione.}
1803   \label{tab:proc_uid_gid}
1804 \end{table}
1805
1806 Al primo gruppo appartengono l'\ids{UID} \textsl{reale} ed il \ids{GID}
1807 \textsl{reale}: questi vengono impostati al login ai valori corrispondenti
1808 all'utente con cui si accede al sistema (e relativo gruppo principale).
1809 Servono per l'identificazione dell'utente e normalmente non vengono mai
1810 cambiati. In realtà vedremo (in sez.~\ref{sec:proc_setuid}) che è possibile
1811 modificarli, ma solo ad un processo che abbia i privilegi di amministratore;
1812 questa possibilità è usata proprio dal programma \cmd{login} che, una volta
1813 completata la procedura di autenticazione, lancia una shell per la quale
1814 imposta questi identificatori ai valori corrispondenti all'utente che entra
1815 nel sistema.
1816
1817 Al secondo gruppo appartengono l'\ids{UID} \textsl{effettivo} e il \ids{GID}
1818 \textsl{effettivo}, a cui si aggiungono gli eventuali \ids{GID}
1819 \textsl{supplementari} dei gruppi dei quali l'utente fa parte.  Questi sono
1820 invece gli identificatori usati nelle verifiche dei permessi del processo e
1821 per il controllo di accesso ai file (argomento affrontato in dettaglio in
1822 sez.~\ref{sec:file_perm_overview}).
1823
1824 Questi identificatori normalmente sono identici ai corrispondenti del gruppo
1825 \textit{real} tranne nel caso in cui, come accennato in
1826 sez.~\ref{sec:proc_exec}, il programma che si è posto in esecuzione abbia i
1827 bit \acr{suid} o \acr{sgid} impostati (il significato di questi bit è
1828 affrontato in dettaglio in sez.~\ref{sec:file_special_perm}). In questo caso
1829 essi saranno impostati all'utente e al gruppo proprietari del file. Questo
1830 consente, per programmi in cui ci sia questa necessità, di dare a qualunque
1831 utente i privilegi o i permessi di un altro, compreso l'amministratore.
1832
1833 Come nel caso del \ids{PID} e del \ids{PPID}, anche tutti questi
1834 identificatori possono essere ottenuti da un programma attraverso altrettante
1835 funzioni di sistema dedicate alla loro lettura, queste sono \funcd{getuid},
1836 \funcd{geteuid}, \funcd{getgid} e \funcd{getegid}, ed i loro prototipi sono:
1837
1838 \begin{funcproto}{ 
1839 \fhead{unistd.h}
1840 \fhead{sys/types.h}
1841 \fdecl{uid\_t getuid(void)}
1842 \fdesc{Legge l'\ids{UID} reale del processo corrente.} 
1843 \fdecl{uid\_t geteuid(void)}
1844 \fdesc{Legge l'\ids{UID} effettivo del processo corrente.} 
1845 \fdecl{gid\_t getgid(void)}
1846 \fdesc{Legge il \ids{GID} reale del processo corrente.} 
1847 \fdecl{gid\_t getegid(void)}
1848 \fdesc{Legge il \ids{GID} effettivo del processo corrente.}
1849 }
1850 {Le funzioni ritornano i rispettivi identificativi del processo corrente, e
1851   non sono previste condizioni di errore.}
1852 \end{funcproto}
1853
1854 In generale l'uso di privilegi superiori, ottenibile con un \ids{UID}
1855 \textsl{effettivo} diverso da quello reale, deve essere limitato il più
1856 possibile, per evitare abusi e problemi di sicurezza, per questo occorre anche
1857 un meccanismo che consenta ad un programma di rilasciare gli eventuali
1858 maggiori privilegi necessari, una volta che si siano effettuate le operazioni
1859 per i quali erano richiesti, e a poterli eventualmente recuperare in caso
1860 servano di nuovo.
1861
1862 Questo in Linux viene fatto usando altri due gruppi di identificatori, il
1863 \textit{saved} ed il \textit{filesystem}. Il primo gruppo è lo stesso usato in
1864 SVr4, e previsto dallo standard POSIX quando è definita
1865 \macro{\_POSIX\_SAVED\_IDS},\footnote{in caso si abbia a cuore la portabilità
1866   del programma su altri Unix è buona norma controllare sempre la
1867   disponibilità di queste funzioni controllando se questa costante è
1868   definita.} il secondo gruppo è specifico di Linux e viene usato per
1869 migliorare la sicurezza con NFS (il \textit{Network File System}, protocollo
1870 che consente di accedere ai file via rete).
1871
1872 L'\ids{UID} \textsl{salvato} ed il \ids{GID} \textsl{salvato} sono copie
1873 dell'\ids{UID} \textsl{effettivo} e del \ids{GID} \textsl{effettivo} del
1874 processo padre, e vengono impostati dalla funzione \func{exec} all'avvio del
1875 processo, come copie dell'\ids{UID} \textsl{effettivo} e del \ids{GID}
1876 \textsl{effettivo} dopo che questi sono stati impostati tenendo conto di
1877 eventuali permessi \acr{suid} o \acr{sgid} (su cui torneremo in
1878 sez.~\ref{sec:file_special_perm}).  Essi quindi consentono di tenere traccia
1879 di quale fossero utente e gruppo effettivi all'inizio dell'esecuzione di un
1880 nuovo programma.
1881
1882 L'\ids{UID} \textsl{di filesystem} e il \ids{GID} \textsl{di filesystem} sono
1883 un'estensione introdotta in Linux per rendere più sicuro l'uso di NFS
1884 (torneremo sull'argomento in sez.~\ref{sec:proc_setuid}). Essi sono una
1885 replica dei corrispondenti identificatori del gruppo \textit{effective}, ai
1886 quali si sostituiscono per tutte le operazioni di verifica dei permessi
1887 relativi ai file (trattate in sez.~\ref{sec:file_perm_overview}).  Ogni
1888 cambiamento effettuato sugli identificatori effettivi viene automaticamente
1889 riportato su di essi, per cui in condizioni normali si può tranquillamente
1890 ignorarne l'esistenza, in quanto saranno del tutto equivalenti ai precedenti.
1891
1892
1893 \subsection{Le funzioni di gestione degli identificatori dei processi}
1894 \label{sec:proc_setuid}
1895
1896 Le funzioni di sistema più comuni che vengono usate per cambiare identità
1897 (cioè utente e gruppo di appartenenza) ad un processo, e che come accennato in
1898 sez.~\ref{sec:proc_access_id} seguono la semantica POSIX che prevede
1899 l'esistenza dell'\ids{UID} salvato e del \ids{GID} salvato, sono
1900 rispettivamente \funcd{setuid} e \funcd{setgid}; i loro prototipi sono:
1901
1902 \begin{funcproto}{
1903 \fhead{unistd.h}
1904 \fhead{sys/types.h}
1905 \fdecl{int setuid(uid\_t uid)}
1906 \fdesc{Imposta l'\ids{UID} del processo corrente.}
1907 \fdecl{int setgid(gid\_t gid)}
1908 \fdesc{Imposta il \ids{GID} del processo corrente.}
1909 }
1910 {Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1911 caso \var{errno} uno dei valori: 
1912 \begin{errlist}
1913 \item[\errcode{EAGAIN}] (solo per \func{setuid}) la chiamata cambierebbe
1914   l'\ids{UID} reale ma il kernel non dispone temporaneamente delle risorse per
1915   farlo, oppure, per i kernel precedenti il 3.1, il cambiamento
1916   dell'\ids{UID} reale farebbe superare il limite per il numero dei processi
1917   \const{RLIMIT\_NPROC} (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
1918 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di dell'argomento non è valido per il
1919     \textit{namespace} corrente (vedi sez.~\ref{sec:process_namespaces}).
1920 \item[\errcode{EPERM}] non si hanno i permessi per l'operazione richiesta.
1921 \end{errlist} 
1922 }
1923 \end{funcproto}
1924
1925 Il funzionamento di queste due funzioni è analogo, per cui considereremo solo
1926 la prima, la seconda si comporta esattamente allo stesso modo facendo
1927 riferimento al \ids{GID} invece che all'\ids{UID}. Gli eventuali \ids{GID}
1928 supplementari non vengono modificati.
1929
1930 L'effetto della chiamata è diverso a seconda dei privilegi del processo; se
1931 l'\ids{UID} effettivo è zero (cioè è quello dell'amministratore di sistema o
1932 il processo ha la capacità \const{CAP\_SETUID}) allora tutti gli
1933 identificatori (\textit{real}, \textit{effective} e \textit{saved}) vengono
1934 impostati al valore specificato da \param{uid}, altrimenti viene impostato
1935 solo l'\ids{UID} effettivo, e soltanto se il valore specificato corrisponde o
1936 all'\ids{UID} reale o all'\ids{UID} salvato, ottenendo un errore di
1937 \errcode{EPERM} negli altri casi.
1938
1939 E' importante notare che la funzione può fallire, con
1940 \errval{EAGAIN},\footnote{non affronteremo qui l'altro caso di errore, che può
1941   avvenire solo quando si esegue la funzione all'interno di un diverso
1942   \textit{user namespace}, argomento su cui torneremo in
1943   sez.~\ref{sec:process_namespaces} ma la considerazione di controllare sempre
1944   lo stato di uscita si applica allo stesso modo.} anche quando viene invocata
1945 da un processo con privilegi di amministratore per cambiare il proprio
1946 l'\ids{UID} reale, sia per una temporanea indisponibilità di risorse del
1947 kernel, sia perché l'utente di cui si vuole assumere l'\ids{UID} andrebbe a
1948 superare un eventuale limite sul numero di processi (il limite
1949 \const{RLIMIT\_NPROC}, che tratteremo in sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}),
1950 pertanto occorre sempre verificare lo stato di uscita della funzione.
1951
1952 Non controllare questo tipo di errori perché si presume che la funzione abbia
1953 sempre successo quando si hanno i privilegi di amministratore può avere
1954 conseguente devastanti per la sicurezza, in particolare quando la si usa per
1955 cedere i suddetti privilegi ed eseguire un programma per conto di un utente
1956 non privilegiato.
1957
1958 E' per diminuire l'impatto di questo tipo di disattenzioni che a partire dal
1959 kernel 3.1 il comportamento di \func{setuid} e di tutte le analoghe funzioni
1960 che tratteremo nel seguito di questa sezione è stato modificato e nel caso di
1961 superamento del limite sulle risorse esse hanno comunque successo. Quando
1962 questo avviene il processo assume comunque il nuovo \ids{UID} ed il controllo
1963 sul superamento di \const{RLIMIT\_NPROC} viene posticipato ad una eventuale
1964 successiva invocazione di \func{execve} (essendo questo poi il caso d'uso più
1965 comune). In tal caso, se alla chiamata ancora sussiste la situazione di
1966 superamento del limite, sarà \func{execve} a fallire con un errore di
1967 \const{EAGAIN}.\footnote{che pertanto, a partire dal kernel 3.1, può
1968   restituire anche questo errore, non presente in altri sistemi
1969   \textit{unix-like}.}
1970
1971 Come accennato l'uso principale di queste funzioni è quello di poter
1972 consentire ad un programma con i bit \acr{suid} o \acr{sgid} impostati (vedi
1973 sez.~\ref{sec:file_special_perm}) di riportare l'\ids{UID} effettivo a quello
1974 dell'utente che ha lanciato il programma, effettuare il lavoro che non
1975 necessita di privilegi aggiuntivi, ed eventualmente tornare indietro.
1976
1977 Come esempio per chiarire l'uso di queste funzioni prendiamo quello con cui
1978 viene gestito l'accesso al file \sysfiled{/var/run/utmp}.  In questo file viene
1979 registrato chi sta usando il sistema al momento corrente; chiaramente non può
1980 essere lasciato aperto in scrittura a qualunque utente, che potrebbe
1981 falsificare la registrazione.
1982
1983 Per questo motivo questo file (e l'analogo \sysfiled{/var/log/wtmp} su cui
1984 vengono registrati login e logout) appartengono ad un gruppo dedicato (in
1985 genere \acr{utmp}) ed i programmi che devono accedervi (ad esempio tutti i
1986 programmi di terminale in X, o il programma \cmd{screen} che crea terminali
1987 multipli su una console) appartengono a questo gruppo ed hanno il bit
1988 \acr{sgid} impostato.
1989
1990 Quando uno di questi programmi (ad esempio \cmd{xterm}) viene lanciato, la
1991 situazione degli identificatori è la seguente:
1992 \begin{eqnarray*}
1993   \label{eq:1}
1994   \textsl{group-ID reale}      &=& \textrm{\ids{GID} (del chiamante)} \\
1995   \textsl{group-ID effettivo}  &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
1996   \textsl{group-ID salvato}    &=& \textrm{\acr{utmp}}
1997 \end{eqnarray*}
1998 in questo modo, dato che il \textsl{group-ID effettivo} è quello giusto, il
1999 programma può accedere a \sysfile{/var/run/utmp} in scrittura ed aggiornarlo.
2000 A questo punto il programma può eseguire una \code{setgid(getgid())} per
2001 impostare il \textsl{group-ID effettivo} a quello dell'utente (e dato che il
2002 \textsl{group-ID reale} corrisponde la funzione avrà successo), in questo modo
2003 non sarà possibile lanciare dal terminale programmi che modificano detto file,
2004 in tal caso infatti la situazione degli identificatori sarebbe:
2005 \begin{eqnarray*}
2006   \label{eq:2}
2007   \textsl{group-ID reale}      &=& \textrm{\ids{GID} (invariato)}  \\
2008   \textsl{group-ID effettivo}  &=& \textrm{\ids{GID}} \\
2009   \textsl{group-ID salvato}    &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
2010 \end{eqnarray*}
2011 e ogni processo lanciato dal terminale avrebbe comunque \ids{GID} come
2012 \textsl{group-ID effettivo}. All'uscita dal terminale, per poter di nuovo
2013 aggiornare lo stato di \sysfile{/var/run/utmp} il programma eseguirà una
2014 \code{setgid(utmp)} (dove \var{utmp} è il valore numerico associato al gruppo
2015 \acr{utmp}, ottenuto ad esempio con una precedente \func{getegid}), dato che
2016 in questo caso il valore richiesto corrisponde al \textsl{group-ID salvato} la
2017 funzione avrà successo e riporterà la situazione a:
2018 \begin{eqnarray*}
2019   \label{eq:3}
2020   \textsl{group-ID reale}      &=& \textrm{\ids{GID} (invariato)}  \\
2021   \textsl{group-ID effettivo}  &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
2022   \textsl{group-ID salvato}    &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
2023 \end{eqnarray*}
2024 consentendo l'accesso a \sysfile{/var/run/utmp}.
2025
2026 Occorre però tenere conto che tutto questo non è possibile con un processo con
2027 i privilegi di amministratore, in tal caso infatti l'esecuzione di una
2028 \func{setuid} comporta il cambiamento di tutti gli identificatori associati al
2029 processo, rendendo impossibile riguadagnare i privilegi di amministratore.
2030 Questo comportamento è corretto per l'uso che ne fa un programma come
2031 \cmd{login} una volta che crea una nuova shell per l'utente, ma quando si
2032 vuole cambiare soltanto l'\ids{UID} effettivo del processo per cedere i
2033 privilegi occorre ricorrere ad altre funzioni.
2034
2035 Le due funzioni di sistema \funcd{setreuid} e \funcd{setregid} derivano da BSD
2036 che, non supportando (almeno fino alla versione 4.3+BSD) gli identificatori
2037 del gruppo \textit{saved}, le usa per poter scambiare fra di loro
2038 \textit{effective} e \textit{real}; i rispettivi prototipi sono:
2039
2040 \begin{funcproto}{ 
2041 \fhead{unistd.h}
2042 \fhead{sys/types.h}
2043 \fdecl{int setreuid(uid\_t ruid, uid\_t euid)}
2044 \fdesc{Imposta \ids{UID} reale e \ids{UID} effettivo del processo corrente.} 
2045 \fdecl{int setregid(gid\_t rgid, gid\_t egid)}
2046 \fdesc{Imposta \ids{GID} reale e \ids{GID} effettivo del processo corrente.} 
2047 }
2048 {Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2049 caso \var{errno} assume i valori visti per \func{setuid}/\func{setgid}.
2050 }
2051 \end{funcproto}
2052
2053 Le due funzioni sono identiche, quanto diremo per la prima riguardo gli
2054 \ids{UID} si applica alla seconda per i \ids{GID}.  La funzione
2055 \func{setreuid} imposta rispettivamente l'\ids{UID} reale e l'\ids{UID}
2056 effettivo del processo corrente ai valori specificati da \param{ruid}
2057 e \param{euid}.
2058
2059 I processi non privilegiati possono impostare solo valori che corrispondano o
2060 al loro \ids{UID} effettivo o a quello reale o a quello salvato, valori
2061 diversi comportano il fallimento della chiamata.  L'amministratore invece può
2062 specificare un valore qualunque.  Specificando un argomento di valore $-1$
2063 l'identificatore corrispondente verrà lasciato inalterato.
2064
2065 Con queste funzioni si possono scambiare fra loro gli \ids{UID} reale ed
2066 effettivo, e pertanto è possibile implementare un comportamento simile a
2067 quello visto in precedenza per \func{setgid}, cedendo i privilegi con un primo
2068 scambio, e recuperandoli, una volta eseguito il lavoro non privilegiato, con
2069 un secondo scambio.
2070
2071 In questo caso però occorre porre molta attenzione quando si creano nuovi
2072 processi nella fase intermedia in cui si sono scambiati gli identificatori, in
2073 questo caso infatti essi avranno un \ids{UID} reale privilegiato, che dovrà
2074 essere esplicitamente eliminato prima di porre in esecuzione un nuovo
2075 programma, occorrerà cioè eseguire un'altra chiamata dopo la \func{fork} e
2076 prima della \func{exec} per uniformare l'\ids{UID} reale a quello effettivo,
2077 perché in caso contrario il nuovo programma potrebbe a sua volta effettuare
2078 uno scambio e riottenere dei privilegi non previsti.
2079
2080 Lo stesso problema di propagazione dei privilegi ad eventuali processi figli
2081 si pone anche per l'\ids{UID} salvato. Ma la funzione \func{setreuid} deriva
2082 da un'implementazione di sistema che non ne prevede la presenza, e quindi non
2083 è possibile usarla per correggere la situazione come nel caso precedente. Per
2084 questo motivo in Linux tutte le volte che si imposta un qualunque valore
2085 diverso da quello dall'\ids{UID} reale corrente, l'\ids{UID} salvato viene
2086 automaticamente uniformato al valore dell'\ids{UID} effettivo.
2087
2088 Altre due funzioni di sistema, \funcd{seteuid} e \funcd{setegid}, sono
2089 un'estensione dello standard POSIX.1, ma sono comunque supportate dalla
2090 maggior parte degli Unix, esse vengono usate per cambiare gli identificatori
2091 del gruppo \textit{effective} ed i loro prototipi sono:
2092
2093 \begin{funcproto}{ 
2094 \fhead{unistd.h}
2095 \fhead{sys/types.h}
2096 \fdecl{int seteuid(uid\_t uid)}
2097 \fdesc{Imposta l'\ids{UID} effettivo del processo corrente.} 
2098 \fdecl{int setegid(gid\_t gid)}
2099 \fdesc{Imposta il \ids{GID} effettivo del processo corrente.} 
2100 }
2101 {Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2102   caso \var{errno} assume i valori visti per \func{setuid}/\func{setgid}
2103   tranne \errval{EAGAIN}. 
2104 }
2105 \end{funcproto}
2106
2107 Ancora una volta le due funzioni sono identiche, e quanto diremo per la prima
2108 riguardo gli \ids{UID} si applica allo stesso modo alla seconda per i
2109 \ids{GID}. Con \func{seteuid} gli utenti normali possono impostare l'\ids{UID}
2110 effettivo solo al valore dell'\ids{UID} reale o dell'\ids{UID} salvato,
2111 l'amministratore può specificare qualunque valore. Queste funzioni sono usate
2112 per permettere all'amministratore di impostare solo l'\ids{UID} effettivo,
2113 dato che l'uso normale di \func{setuid} comporta l'impostazione di tutti gli
2114 identificatori.
2115  
2116 Le due funzioni di sistema \funcd{setresuid} e \funcd{setresgid} sono invece
2117 un'estensione introdotta in Linux (a partire dal kernel 2.1.44) e permettono
2118 un completo controllo su tutti e tre i gruppi di identificatori
2119 (\textit{real}, \textit{effective} e \textit{saved}), i loro prototipi sono:
2120
2121 \begin{funcproto}{ 
2122 \fhead{unistd.h}
2123 \fhead{sys/types.h}
2124 \fdecl{int setresuid(uid\_t ruid, uid\_t euid, uid\_t suid)}
2125 \fdesc{Imposta l'\ids{UID} reale, effettivo e salvato del processo corrente.} 
2126 \fdecl{int setresgid(gid\_t rgid, gid\_t egid, gid\_t sgid)}
2127 \fdesc{Imposta il \ids{GID} reale, effettivo e salvato del processo corrente.} 
2128 }
2129 {Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2130 caso \var{errno} assume i valori visti per \func{setuid}/\func{setgid}.
2131 }
2132 \end{funcproto}
2133
2134 Di nuovo le due funzioni sono identiche e quanto detto per la prima riguardo
2135 gli \ids{UID} si applica alla seconda per i \ids{GID}.  La funzione
2136 \func{setresuid} imposta l'\ids{UID} reale, l'\ids{UID} effettivo e
2137 l'\ids{UID} salvato del processo corrente ai valori specificati
2138 rispettivamente dagli argomenti \param{ruid}, \param{euid} e \param{suid}.  I
2139 processi non privilegiati possono cambiare uno qualunque degli \ids{UID} solo
2140 ad un valore corrispondente o all'\ids{UID} reale, o a quello effettivo o a
2141 quello salvato, l'amministratore può specificare i valori che vuole. Un valore
2142 di $-1$ per un qualunque argomento lascia inalterato l'identificatore
2143 corrispondente.
2144
2145 Per queste funzioni di sistema esistono anche due controparti,
2146 \funcd{getresuid} e \funcd{getresgid},\footnote{le funzioni non sono standard,
2147   anche se appaiono in altri kernel, su Linux sono presenti dal kernel 2.1.44
2148   e con le versioni della \acr{glibc} a partire dalla 2.3.2, definendo la
2149   macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} che permettono di leggere in blocco i vari
2150 identificatori; i loro prototipi sono:
2151
2152 \begin{funcproto}{ 
2153 \fhead{unistd.h}
2154 \fhead{sys/types.h}
2155 \fdecl{int getresuid(uid\_t *ruid, uid\_t *euid, uid\_t *suid)}
2156 \fdesc{Legge l'\ids{UID} reale, effettivo e salvato del processo corrente.} 
2157 \fdecl{int getresgid(gid\_t *rgid, gid\_t *egid, gid\_t *sgid)}
2158 \fdesc{Legge il \ids{GID} reale, effettivo e salvato del processo corrente.} 
2159 }
2160 {Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2161   caso \var{errno} può assumere solo il valore \errcode{EFAULT} se gli
2162   indirizzi delle variabili di ritorno non sono validi.  }
2163 \end{funcproto}
2164
2165 Anche queste funzioni sono un'estensione specifica di Linux, e non richiedono
2166 nessun privilegio. I valori sono restituiti negli argomenti, che vanno
2167 specificati come puntatori (è un altro esempio di \textit{value result
2168   argument}). Si noti che queste funzioni sono le uniche in grado di leggere
2169 gli identificatori del gruppo \textit{saved}.
2170
2171 Infine le funzioni \func{setfsuid} e \func{setfsgid} servono per impostare gli
2172 identificatori del gruppo \textit{filesystem} che sono usati da Linux per il
2173 controllo dell'accesso ai file.  Come già accennato in
2174 sez.~\ref{sec:proc_access_id} Linux definisce questo ulteriore gruppo di
2175 identificatori, che in circostanze normali sono assolutamente equivalenti a
2176 quelli del gruppo \textit{effective}, dato che ogni cambiamento di questi
2177 ultimi viene immediatamente riportato su di essi.
2178
2179 C'è un solo caso in cui si ha necessità di introdurre una differenza fra gli
2180 identificatori dei gruppi \textit{effective} e \textit{filesystem}, ed è per
2181 ovviare ad un problema di sicurezza che si presenta quando si deve
2182 implementare un server NFS. 
2183
2184 Il server NFS infatti deve poter cambiare l'identificatore con cui accede ai
2185 file per assumere l'identità del singolo utente remoto, ma se questo viene
2186 fatto cambiando l'\ids{UID} effettivo o l'\ids{UID} reale il server si espone
2187 alla ricezione di eventuali segnali ostili da parte dell'utente di cui ha
2188 temporaneamente assunto l'identità.  Cambiando solo l'\ids{UID} di filesystem
2189 si ottengono i privilegi necessari per accedere ai file, mantenendo quelli
2190 originari per quanto riguarda tutti gli altri controlli di accesso, così che
2191 l'utente non possa inviare segnali al server NFS.
2192
2193 Le due funzioni di sistema usate appositamente per cambiare questi
2194 identificatori sono \funcd{setfsuid} e \funcd{setfsgid} ovviamente sono
2195 specifiche di Linux e non devono essere usate se si intendono scrivere
2196 programmi portabili; i loro prototipi sono:
2197
2198 \begin{funcproto}{ 
2199 \fhead{sys/fsuid.h}
2200 \fdecl{int setfsuid(uid\_t fsuid)}
2201 \fdesc{Imposta l'\ids{UID} di filesystem del processo corrente.} 
2202 \fdecl{int setfsgid(gid\_t fsgid)}
2203 \fdesc{Legge il \ids{GID} di filesystem del processo corrente.} 
2204 }
2205
2206 {Le funzioni restituiscono sia in caso di successo che di errore il valore
2207   corrente dell'identificativo, e in caso di errore non viene impostato nessun
2208   codice in \var{errno}.}
2209 \end{funcproto}
2210
2211 Le due funzioni sono analoghe ed usano il valore passato come argomento per
2212 effettuare l'impostazione dell'identificativo.  Le funzioni hanno successo
2213 solo se il processo chiamante ha i privilegi di amministratore o, per gli
2214 altri utenti, se il valore specificato coincide con uno dei di quelli del
2215 gruppo \textit{real}, \textit{effective} o \textit{saved}.
2216
2217 Il problema di queste funzioni è che non restituiscono un codice di errore e
2218 non c'è modo di sapere (con una singola chiamata) di sapere se hanno avuto
2219 successo o meno, per verificarlo occorre eseguire una chiamata aggiuntiva
2220 passando come argomento $-1$ (un valore impossibile per un identificativo),
2221 così fallendo si può di ottenere il valore corrente e verificare se è
2222 cambiato.
2223
2224 \subsection{Le funzioni per la gestione dei gruppi associati a un processo}
2225 \label{sec:proc_setgroups}
2226
2227 Le ultime funzioni che esamineremo sono quelle che permettono di operare sui
2228 gruppi supplementari cui un utente può appartenere. Ogni processo può avere
2229 almeno \const{NGROUPS\_MAX} gruppi supplementari\footnote{il numero massimo di
2230   gruppi secondari può essere ottenuto con \func{sysconf} (vedi
2231   sez.~\ref{sec:sys_limits}), leggendo il parametro
2232   \const{\_SC\_NGROUPS\_MAX}.} in aggiunta al gruppo primario; questi vengono
2233 ereditati dal processo padre e possono essere cambiati con queste funzioni.
2234
2235 La funzione di sistema che permette di leggere i gruppi supplementari
2236 associati ad un processo è \funcd{getgroups}; questa funzione è definita nello
2237 standard POSIX.1, ed il suo prototipo è:
2238
2239 \begin{funcproto}{ 
2240 \fhead{sys/types.h}
2241 \fhead{unistd.h}
2242 \fdecl{int getgroups(int size, gid\_t list[])}
2243 \fdesc{Legge gli identificatori dei gruppi supplementari.} 
2244 }
2245 {La funzione ritorna il numero di gruppi letti in caso di successo e $-1$ per
2246   un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2247 \begin{errlist}
2248 \item[\errcode{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
2249 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{size} è diverso da zero ma
2250   minore del numero di gruppi supplementari del processo.
2251 \end{errlist}}
2252 \end{funcproto}
2253
2254 La funzione legge gli identificatori dei gruppi supplementari del processo sul
2255 vettore \param{list} che deve essere di dimensione pari a \param{size}. Non è
2256 specificato se la funzione inserisca o meno nella lista il \ids{GID} effettivo
2257 del processo. Se si specifica un valore di \param{size} uguale a $0$ allora
2258 l'argomento \param{list} non viene modificato, ma si ottiene dal valore di
2259 ritorno il numero di gruppi supplementari.
2260
2261 Una seconda funzione, \funcd{getgrouplist}, può invece essere usata per
2262 ottenere tutti i gruppi a cui appartiene utente identificato per nome; il suo
2263 prototipo è:
2264
2265 \begin{funcproto}{ 
2266 \fhead{grp.h}
2267 \fdecl{int getgrouplist(const char *user, gid\_t group, gid\_t *groups, int
2268   *ngroups)} 
2269 \fdesc{Legge i gruppi cui appartiene un utente.} 
2270 }
2271 {La funzione ritorna il numero di gruppi ottenuto in caso di successo e $-1$
2272   per un errore, che avviene solo quando il numero di gruppi è maggiore di
2273   quelli specificati con \param{ngroups}.}
2274 \end{funcproto}
2275
2276 La funzione esegue una scansione del database dei gruppi (si veda
2277 sez.~\ref{sec:sys_user_group}) per leggere i gruppi supplementari dell'utente
2278 specificato per nome (e non con un \ids{UID}) nella stringa passata con
2279 l'argomento \param{user}. Ritorna poi nel vettore \param{groups} la lista dei
2280 \ids{GID} dei gruppi a cui l'utente appartiene. Si noti che \param{ngroups},
2281 che in ingresso deve indicare la dimensione di \param{group}, è passato come
2282 \textit{value result argument} perché, qualora il valore specificato sia
2283 troppo piccolo, la funzione ritorna $-1$, passando comunque indietro il numero
2284 dei gruppi trovati, in modo da poter ripetere la chiamata con un vettore di
2285 dimensioni adeguate.
2286
2287 Infine per impostare i gruppi supplementari di un processo ci sono due
2288 funzioni, che possono essere usate solo se si hanno i privilegi di
2289 amministratore.\footnote{e più precisamente se si ha la \textit{capability}
2290   \const{CAP\_SETGID}.} La prima delle due è la funzione di sistema
2291 \funcd{setgroups},\footnote{la funzione è definita in BSD e SRv4, ma a
2292   differenza di \func{getgroups} non è stata inclusa in POSIX.1-2001, per
2293   poterla utilizzare deve essere definita la macro \macro{\_BSD\_SOURCE}.} ed
2294 il suo prototipo è:
2295
2296 \begin{funcproto}{ 
2297 \fhead{grp.h}
2298 \fdecl{int setgroups(size\_t size, gid\_t *list)}
2299 \fdesc{Imposta i gruppi supplementari del processo.} 
2300 }
2301 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2302 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2303 \begin{errlist}
2304 \item[\errcode{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
2305 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{size} è maggiore del valore
2306     massimo consentito di gruppi supplementari.
2307 \item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi di amministratore.
2308 \end{errlist}}
2309 \end{funcproto}
2310
2311 La funzione imposta i gruppi supplementari del processo corrente ai valori
2312 specificati nel vettore passato con l'argomento \param{list}, di dimensioni
2313 date dall'argomento \param{size}. Il numero massimo di gruppi supplementari
2314 che si possono impostare è un parametro di sistema, che può essere ricavato
2315 con le modalità spiegate in sez.~\ref{sec:sys_characteristics}.
2316
2317 Se invece si vogliono impostare i gruppi supplementari del processo a quelli
2318 di un utente specifico, si può usare la funzione \funcd{initgroups} il cui
2319 prototipo è:
2320
2321 \begin{funcproto}{ 
2322 \fhead{sys/types.h}
2323 \fhead{grp.h}
2324 \fdecl{int initgroups(const char *user, gid\_t group)}
2325 \fdesc{Inizializza la lista dei gruppi supplementari.} 
2326 }
2327 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2328 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2329 \begin{errlist}
2330 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per allocare lo spazio per
2331   informazioni dei gruppi.
2332 \item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi di amministratore.
2333 \end{errlist}}
2334 \end{funcproto}
2335
2336 La funzione esegue la scansione del database dei gruppi (usualmente
2337 \conffile{/etc/group}) cercando i gruppi di cui è membro l'utente \param{user}
2338 (di nuovo specificato per nome e non per \ids{UID}) con cui costruisce una
2339 lista di gruppi supplementari, a cui aggiunge anche \param{group}, infine
2340 imposta questa lista per il processo corrente usando \func{setgroups}.  Si
2341 tenga presente che sia \func{setgroups} che \func{initgroups} non sono
2342 definite nello standard POSIX.1 e che pertanto non è possibile utilizzarle
2343 quando si definisce \macro{\_POSIX\_SOURCE} o si compila con il flag
2344 \cmd{-ansi}, è pertanto meglio evitarle se si vuole scrivere codice portabile.
2345
2346  
2347 \section{La gestione della priorità dei processi}
2348 \label{sec:proc_priority}
2349
2350 In questa sezione tratteremo più approfonditamente i meccanismi con il quale
2351 lo \textit{scheduler} assegna la CPU ai vari processi attivi.  In particolare
2352 prenderemo in esame i vari meccanismi con cui viene gestita l'assegnazione del
2353 tempo di CPU, ed illustreremo le varie funzioni di gestione. Tratteremo infine
2354 anche le altre priorità dei processi (come quelle per l'accesso a disco)
2355 divenute disponibili con i kernel più recenti.
2356
2357
2358 \subsection{I meccanismi di \textit{scheduling}}
2359 \label{sec:proc_sched}
2360
2361 \itindbeg{scheduler}
2362
2363 La scelta di un meccanismo che sia in grado di distribuire in maniera efficace
2364 il tempo di CPU per l'esecuzione dei processi è sempre una questione delicata,
2365 ed oggetto di numerose ricerche; in generale essa dipende in maniera
2366 essenziale anche dal tipo di utilizzo che deve essere fatto del sistema, per
2367 cui non esiste un meccanismo che sia valido per tutti gli usi.
2368
2369 La caratteristica specifica di un sistema \textit{multitasking} come Linux è
2370 quella del cosiddetto \itindex{preemptive~multitasking} \textit{preemptive
2371   multitasking}: questo significa che al contrario di altri sistemi (che usano
2372 invece il cosiddetto \itindex{cooperative~multitasking} \textit{cooperative
2373   multitasking}) non sono i singoli processi, ma il kernel stesso a decidere
2374 quando la CPU deve essere passata ad un altro processo. Come accennato in
2375 sez.~\ref{sec:proc_hierarchy} questa scelta viene eseguita da una sezione
2376 apposita del kernel, lo \textit{scheduler}, il cui scopo è quello di
2377 distribuire al meglio il tempo di CPU fra i vari processi.
2378
2379 La cosa è resa ancora più complicata dal fatto che con le architetture
2380 multi-processore si deve anche scegliere quale sia la CPU più opportuna da
2381 utilizzare.\footnote{nei processori moderni la presenza di ampie cache può
2382   rendere poco efficiente trasferire l'esecuzione di un processo da una CPU ad
2383   un'altra, per cui effettuare la migliore scelta fra le diverse CPU non è
2384   banale.}  Tutto questo comunque appartiene alle sottigliezze
2385 dell'implementazione del kernel; dal punto di vista dei programmi che girano
2386 in \textit{user space}, anche quando si hanno più processori (e dei processi
2387 che sono eseguiti davvero in contemporanea), le politiche di
2388 \textit{scheduling} riguardano semplicemente l'allocazione della risorsa
2389 \textsl{tempo di esecuzione}, la cui assegnazione sarà governata dai
2390 meccanismi di scelta delle priorità che restano gli stessi indipendentemente
2391 dal numero di processori.
2392
2393 Si tenga conto poi che i processi non devono solo eseguire del codice: ad
2394 esempio molto spesso saranno impegnati in operazioni di I/O, o potranno
2395 venire bloccati da un comando dal terminale, o sospesi per un certo periodo di
2396 tempo.  In tutti questi casi la CPU diventa disponibile ed è compito dello
2397 kernel provvedere a mettere in esecuzione un altro processo.
2398
2399 Tutte queste possibilità sono caratterizzate da un diverso \textsl{stato} del
2400 processo; in Linux un processo può trovarsi in uno degli stati riportati in
2401 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}; ma soltanto i processi che sono nello stato
2402 \textit{runnable} concorrono per l'esecuzione. Questo vuol dire che, qualunque
2403 sia la sua priorità, un processo non potrà mai essere messo in esecuzione
2404 fintanto che esso si trova in uno qualunque degli altri stati.
2405
2406 \begin{table}[htb]
2407   \footnotesize
2408   \centering
2409   \begin{tabular}[c]{|p{2.4cm}|c|p{9cm}|}
2410     \hline
2411     \textbf{Stato} & \texttt{STAT} & \textbf{Descrizione} \\
2412     \hline
2413     \hline
2414     \textit{runnable}& \texttt{R} & Il processo è in esecuzione o è pronto ad
2415                                     essere eseguito (in attesa che gli
2416                                     venga assegnata la CPU).\\
2417     \textit{sleep}   & \texttt{S} & Il processo  è in attesa di un
2418                                     risposta dal sistema, ma può essere 
2419                                     interrotto da un segnale.\\
2420     \textit{uninterrutible sleep}& \texttt{D} & Il  processo è in
2421                                     attesa di un risposta dal sistema (in 
2422                                     genere per I/O), e non può essere
2423                                     interrotto in nessuna circostanza.\\
2424     \textit{stopped} & \texttt{T} & Il processo è stato fermato con un
2425                                     \signal{SIGSTOP}, o è tracciato.\\
2426     \textit{zombie}  & \texttt{Z} & Il processo è terminato ma il
2427                                     suo stato di terminazione non è ancora
2428                                     stato letto dal padre.\\
2429     \textit{killable}& \texttt{D} & Un nuovo stato introdotto con il kernel
2430                                     2.6.25, sostanzialmente identico
2431                                     all'\textit{uninterrutible sleep} con la
2432                                     sola differenza che il processo può
2433                                     terminato con \signal{SIGKILL} (usato per
2434                                     lo più per NFS).\\ 
2435     \hline
2436   \end{tabular}
2437   \caption{Elenco dei possibili stati di un processo in Linux, nella colonna
2438     \texttt{STAT} si è riportata la corrispondente lettera usata dal comando 
2439     \cmd{ps} nell'omonimo campo.}
2440   \label{tab:proc_proc_states}
2441 \end{table}
2442
2443 Si deve quindi tenere presente che l'utilizzo della CPU è soltanto una delle
2444 risorse che sono necessarie per l'esecuzione di un programma, e a seconda
2445 dello scopo del programma non è detto neanche che sia la più importante, dato
2446 che molti programmi dipendono in maniera molto più critica dall'I/O. Per
2447 questo motivo non è affatto detto che dare ad un programma la massima priorità
2448 di esecuzione abbia risultati significativi in termini di prestazioni.
2449
2450 Il meccanismo tradizionale di \textit{scheduling} di Unix (che tratteremo in
2451 sez.~\ref{sec:proc_sched_stand}) è sempre stato basato su delle
2452 \textsl{priorità dinamiche}, in modo da assicurare che tutti i processi, anche
2453 i meno importanti, potessero ricevere un po' di tempo di CPU. In sostanza
2454 quando un processo ottiene la CPU la sua priorità viene diminuita. In questo
2455 modo alla fine, anche un processo con priorità iniziale molto bassa, finisce
2456 per avere una priorità sufficiente per essere eseguito.
2457
2458 Lo standard POSIX.1b però ha introdotto il concetto di \textsl{priorità
2459   assoluta}, (chiamata anche \textsl{priorità statica}, in contrapposizione
2460 alla normale priorità dinamica), per tenere conto dei sistemi
2461 \textit{real-time},\footnote{per sistema \textit{real-time} si intende un
2462   sistema in grado di eseguire operazioni in un tempo ben determinato; in
2463   genere si tende a distinguere fra l'\textit{hard real-time} in cui è
2464   necessario che i tempi di esecuzione di un programma siano determinabili con
2465   certezza assoluta (come nel caso di meccanismi di controllo di macchine,
2466   dove uno sforamento dei tempi avrebbe conseguenze disastrose), e
2467   \textit{soft-real-time} in cui un occasionale sforamento è ritenuto
2468   accettabile.} in cui è vitale che i processi che devono essere eseguiti in
2469 un determinato momento non debbano aspettare la conclusione di altri che non
2470 hanno questa necessità.
2471
2472 Il concetto di priorità assoluta dice che quando due processi si contendono
2473 l'esecuzione, vince sempre quello con la priorità assoluta più alta.
2474 Ovviamente questo avviene solo per i processi che sono pronti per essere
2475 eseguiti (cioè nello stato \textit{runnable}).  La priorità assoluta viene in
2476 genere indicata con un numero intero, ed un valore più alto comporta una
2477 priorità maggiore. Su questa politica di \textit{scheduling} torneremo in
2478 sez.~\ref{sec:proc_real_time}.
2479
2480 In generale quello che succede in tutti gli Unix moderni è che ai processi
2481 normali viene sempre data una priorità assoluta pari a zero, e la decisione di
2482 assegnazione della CPU è fatta solo con il meccanismo tradizionale della
2483 priorità dinamica. In Linux tuttavia è possibile assegnare anche una priorità
2484 assoluta, nel qual caso un processo avrà la precedenza su tutti gli altri di
2485 priorità inferiore, che saranno eseguiti solo quando quest'ultimo non avrà
2486 bisogno della CPU.
2487
2488
2489 \subsection{Il meccanismo di \textit{scheduling} standard}
2490 \label{sec:proc_sched_stand}
2491
2492 A meno che non si abbiano esigenze specifiche,\footnote{per alcune delle quali
2493   sono state introdotte delle varianti specifiche.} l'unico meccanismo di
2494 \textit{scheduling} con il quale si avrà a che fare è quello tradizionale, che
2495 prevede solo priorità dinamiche. È di questo che, di norma, ci si dovrà
2496 preoccupare nella programmazione.  Come accennato in Linux i processi ordinari
2497 hanno tutti una priorità assoluta nulla; quello che determina quale, fra tutti
2498 i processi in attesa di esecuzione, sarà eseguito per primo, è la cosiddetta
2499 \textsl{priorità dinamica}, quella che viene mostrata nella colonna
2500 \texttt{PR} del comando \texttt{top}, che è chiamata così proprio perché varia
2501 nel corso dell'esecuzione di un processo.
2502
2503 Il meccanismo usato da Linux è in realtà piuttosto complesso,\footnote{e
2504   dipende strettamente dalla versione di kernel; in particolare a partire
2505   dalla serie 2.6.x lo \textit{scheduler} è stato riscritto completamente, con
2506   molte modifiche susseguitesi per migliorarne le prestazioni, per un certo
2507   periodo ed è stata anche introdotta la possibilità di usare diversi
2508   algoritmi, selezionabili sia in fase di compilazione, che, nelle versioni
2509   più recenti, all'avvio (addirittura è stato ideato un sistema modulare che
2510   permette di cambiare lo \textit{scheduler} a sistema attivo).} ma a grandi
2511 linee si può dire che ad ogni processo è assegnata una \textit{time-slice},
2512 cioè un intervallo di tempo (letteralmente una fetta) per il quale, a meno di
2513 eventi esterni, esso viene eseguito senza essere interrotto.  Inoltre la
2514 priorità dinamica viene calcolata dallo \textit{scheduler} a partire da un
2515 valore iniziale che viene \textsl{diminuito} tutte le volte che un processo è
2516 in stato \textit{runnable} ma non viene posto in esecuzione.\footnote{in
2517   realtà il calcolo della priorità dinamica e la conseguente scelta di quale
2518   processo mettere in esecuzione avviene con un algoritmo molto più
2519   complicato, che tiene conto anche della \textsl{interattività} del processo,
2520   utilizzando diversi fattori, questa è una brutale semplificazione per
2521   rendere l'idea del funzionamento, per una trattazione più dettagliata dei
2522   meccanismi di funzionamento dello \textit{scheduler}, anche se non
2523   aggiornatissima, si legga il quarto capitolo di \cite{LinKernDev}.}
2524
2525 Lo \textit{scheduler} infatti mette sempre in esecuzione, fra tutti i processi
2526 in stato \textit{runnable}, quello che ha il valore di priorità dinamica più
2527 basso; con le priorità dinamiche il significato del valore numerico ad esse
2528 associato è infatti invertito, un valore più basso significa una priorità
2529 maggiore. Il fatto che questo valore venga diminuito quando un processo non
2530 viene posto in esecuzione pur essendo pronto, significa che la priorità dei
2531 processi che non ottengono l'uso del processore viene progressivamente
2532 incrementata, così che anche questi alla fine hanno la possibilità di essere
2533 eseguiti.
2534
2535 Sia la dimensione della \textit{time-slice} che il valore di partenza della
2536 priorità dinamica sono determinate dalla cosiddetta \textit{nice} (o
2537 \textit{niceness}) del processo.\footnote{questa è una delle tante proprietà
2538   che ciascun processo si porta dietro, essa viene ereditata dai processi
2539   figli e mantenuta attraverso una \func{exec}; fino alla serie 2.4 essa era
2540   mantenuta nell'omonimo campo \texttt{nice} della \texttt{task\_struct}, con
2541   la riscrittura dello \textit{scheduler} eseguita nel 2.6 viene mantenuta nel
2542   campo \texttt{static\_prio} come per le priorità statiche.} L'origine del
2543 nome di questo parametro sta nel fatto che generalmente questo viene usato per
2544 \textsl{diminuire} la priorità di un processo, come misura di cortesia nei
2545 confronti degli altri.  I processi infatti vengono creati dal sistema con un
2546 valore nullo e nessuno è privilegiato rispetto agli altri. Specificando un
2547 valore di \textit{nice} positivo si avrà una \textit{time-slice} più breve ed
2548 un valore di priorità dinamica iniziale più alto, mentre un valore negativo
2549 darà una \textit{time-slice} più lunga ed un valore di priorità dinamica
2550 iniziale più basso.
2551
2552 Esistono diverse funzioni che consentono di indicare un valore di
2553 \textit{nice} di un processo; la più semplice è \funcd{nice}, che opera sul
2554 processo corrente, il suo prototipo è:
2555
2556 \begin{funcproto}{ 
2557 \fhead{unistd.h}
2558 \fdecl{int nice(int inc)}
2559 \fdesc{Aumenta il valore di \textit{nice} del processo corrente.} 
2560 }
2561 {La funzione ritorna il nuovo valore di \textit{nice} in caso di successo e
2562   $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2563 \begin{errlist}
2564   \item[\errcode{EPERM}] non si ha il permesso di specificare un valore
2565     di \param{inc} negativo. 
2566 \end{errlist}}
2567 \end{funcproto}
2568
2569 \constbeg{PRIO\_MIN}
2570 \constbeg{PRIO\_MAX}
2571
2572 L'argomento \param{inc} indica l'incremento da effettuare rispetto al valore
2573 di \textit{nice} corrente, che può assumere valori compresi fra
2574 \const{PRIO\_MIN} e \const{PRIO\_MAX}; nel caso di Linux sono fra $-20$ e
2575 $19$,\footnote{in realtà l'intervallo varia a seconda delle versioni di
2576   kernel, ed è questo a partire dal kernel 1.3.43, anche se oggi si può avere
2577   anche l'intervallo fra $-20$ e $20$.} ma per \param{inc} si può specificare
2578 un valore qualunque, positivo o negativo, ed il sistema provvederà a troncare
2579 il risultato nell'intervallo consentito. Valori positivi comportano maggiore
2580 \textit{cortesia} e cioè una diminuzione della priorità, valori negativi
2581 comportano invece un aumento della priorità. Con i kernel precedenti il 2.6.12
2582 solo l'amministratore\footnote{o un processo con la \textit{capability}
2583   \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}.} può
2584 specificare valori negativi di \param{inc} che permettono di aumentare la
2585 priorità di un processo, a partire da questa versione è consentito anche agli
2586 utenti normali alzare (entro certi limiti, che vedremo in
2587 sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) la priorità dei propri processi.
2588
2589 \constend{PRIO\_MIN}
2590 \constend{PRIO\_MAX}
2591
2592 Gli standard SUSv2 e POSIX.1 prevedono che la funzione ritorni il nuovo valore
2593 di \textit{nice} del processo; tuttavia la \textit{system call} di Linux non
2594 segue questa convenzione e restituisce sempre $0$ in caso di successo e $-1$
2595 in caso di errore; questo perché $-1$ è anche un valore di \textit{nice}
2596 legittimo e questo comporta una confusione con una eventuale condizione di
2597 errore. La \textit{system call} originaria inoltre non consente, se non dotati
2598 di adeguati privilegi, di diminuire un valore di \textit{nice} precedentemente
2599 innalzato.
2600  
2601 Fino alla \acr{glibc} 2.2.4 la funzione di libreria riportava direttamente il
2602 risultato dalla \textit{system call}, violando lo standard, per cui per
2603 ottenere il nuovo valore occorreva una successiva chiamata alla funzione
2604 \func{getpriority}. A partire dalla \acr{glibc} 2.2.4 \func{nice} è stata
2605 reimplementata e non viene più chiamata la omonima \textit{system call}, con
2606 questa versione viene restituito come valore di ritorno il valore di
2607 \textit{nice}, come richiesto dallo standard.\footnote{questo viene fatto
2608   chiamando al suo interno \func{setpriority}, che tratteremo a breve.}  In
2609 questo caso l'unico modo per rilevare in maniera affidabile una condizione di
2610 errore è quello di azzerare \var{errno} prima della chiamata della funzione e
2611 verificarne il valore quando \func{nice} restituisce $-1$.
2612
2613 Per leggere il valore di \textit{nice} di un processo occorre usare la
2614 funzione di sistema \funcd{getpriority}, derivata da BSD; il suo prototipo è:
2615
2616 \begin{funcproto}{ 
2617 \fhead{sys/time.h}
2618 \fhead{sys/resource.h}
2619 \fdecl{int getpriority(int which, int who)}
2620 \fdesc{Legge un valore di \textit{nice}.} 
2621 }
2622 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2623 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2624 \begin{errlist}
2625 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{which} non è uno di quelli
2626     elencati in tab.~\ref{tab:proc_getpriority}.
2627 \item[\errcode{ESRCH}] non c'è nessun processo che corrisponda ai valori di
2628   \param{which} e \param{who}.
2629 \end{errlist}}
2630 \end{funcproto}
2631
2632 La funzione permette, a seconda di quanto specificato nell'argomento
2633 \param{which}, di leggere il valore di \textit{nice} o di un processo, o di un
2634 gruppo di processi (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) o di un utente,
2635 indicati con l'argomento \param{who}. Nelle vecchie versioni può essere
2636 necessario includere anche \headfiled{sys/time.h}, questo non è più necessario
2637 con versioni recenti delle librerie, ma è comunque utile per portabilità.
2638
2639 I valori possibili per \param{which}, ed il tipo di valore che occorre usare
2640 in corrispondenza per \param{who}, solo elencati nella legenda di
2641 tab.~\ref{tab:proc_getpriority} insieme ai relativi significati. Usare un
2642 valore nullo per \param{who} indica, a seconda della corrispondente
2643 indicazione usata per \param{which}, il processo, il gruppo di processi o
2644 l'utente correnti.
2645
2646 \begin{table}[htb]
2647   \centering
2648   \footnotesize
2649   \begin{tabular}[c]{|c|c|l|}
2650     \hline
2651     \param{which} & \param{who} & \textbf{Significato} \\
2652     \hline
2653     \hline
2654     \constd{PRIO\_PROCESS} & \type{pid\_t} & processo  \\
2655     \constd{PRIO\_PRGR}    & \type{pid\_t} & \textit{process group} (vedi
2656                                              sez.~\ref{sec:sess_proc_group})\\
2657     \constd{PRIO\_USER}    & \type{uid\_t} & utente \\
2658     \hline
2659   \end{tabular}
2660   \caption{Legenda del valore dell'argomento \param{which} e del tipo
2661     dell'argomento \param{who} delle funzioni \func{getpriority} e
2662     \func{setpriority} per le tre possibili scelte.}
2663   \label{tab:proc_getpriority}
2664 \end{table}
2665
2666 In caso di una indicazione che faccia riferimento a più processi, la funzione
2667 restituisce la priorità più alta (cioè il valore più basso) fra quelle dei
2668 processi corrispondenti. Come per \func{nice}, $-1$ è un possibile valore
2669 corretto, per cui di nuovo per poter rilevare una condizione di errore è
2670 necessario cancellare sempre \var{errno} prima della chiamata alla funzione e
2671 quando si ottiene un valore di ritorno uguale a $-1$ per verificare che essa
2672 resti uguale a zero.
2673
2674 Analoga a \func{getpriority} è la funzione di sistema \funcd{setpriority} che
2675 permette di impostare la priorità di uno o più processi; il suo prototipo è:
2676
2677 \begin{funcproto}{ 
2678 \fhead{sys/time.h}
2679 \fhead{sys/resource.h}
2680 \fdecl{int setpriority(int which, int who, int prio)}
2681 \fdesc{Imposta un valore di \textit{nice}.} 
2682 }
2683 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2684 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2685 \begin{errlist}
2686 \item[\errcode{EACCES}] si è richiesto un aumento di priorità senza avere
2687   sufficienti privilegi.
2688 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{which} non è uno di quelli
2689   elencati in tab.~\ref{tab:proc_getpriority}.
2690 \item[\errcode{EPERM}] un processo senza i privilegi di amministratore ha
2691   cercato di modificare la priorità di un processo di un altro utente.
2692 \item[\errcode{ESRCH}] non c'è nessun processo che corrisponda ai valori di
2693   \param{which} e \param{who}.
2694 \end{errlist}}
2695 \end{funcproto}
2696
2697 La funzione imposta la priorità dinamica al valore specificato da \param{prio}
2698 per tutti i processi indicati dagli argomenti \param{which} e \param{who}, per
2699 i quali valgono le stesse considerazioni fatte per \func{getpriority} e lo
2700 specchietto di tab.~\ref{tab:proc_getpriority}. 
2701
2702 In questo caso come valore di \param{prio} deve essere specificato il valore
2703 di \textit{nice} da assegnare nell'intervallo fra \const{PRIO\_MIN} ($-20$) e
2704 \const{PRIO\_MAX} ($19$), e non un incremento (positivo o negativo) come nel
2705 caso di \func{nice}. La funzione restituisce il valore di \textit{nice}
2706 assegnato in caso di successo e $-1$ in caso di errore, e come per \func{nice}
2707 anche in questo caso per rilevare un errore occorre sempre porre a zero
2708 \var{errno} prima della chiamata della funzione, essendo $-1$ un valore di
2709 \textit{nice} valido.
2710
2711 Si tenga presente che solo l'amministratore\footnote{o più precisamente un
2712   processo con la \textit{capability} \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi
2713   sez.~\ref{sec:proc_capabilities}.} ha la possibilità di modificare
2714 arbitrariamente le priorità di qualunque processo. Un utente normale infatti
2715 può modificare solo la priorità dei suoi processi ed in genere soltanto
2716 diminuirla.  Fino alla versione di kernel 2.6.12 Linux ha seguito le
2717 specifiche dello standard SUSv3, e come per tutti i sistemi derivati da SysV
2718 veniva richiesto che l'\ids{UID} reale o quello effettivo del processo
2719 chiamante corrispondessero all'\ids{UID} reale (e solo a quello) del processo
2720 di cui si intendeva cambiare la priorità. A partire dalla versione 2.6.12 è
2721 stata adottata la semantica in uso presso i sistemi derivati da BSD (SunOS,
2722 Ultrix, *BSD), in cui la corrispondenza può essere anche con l'\ids{UID}
2723 effettivo.
2724
2725 Sempre a partire dal kernel 2.6.12 è divenuto possibile anche per gli utenti
2726 ordinari poter aumentare la priorità dei propri processi specificando un
2727 valore di \param{prio} negativo. Questa operazione non è possibile però in
2728 maniera indiscriminata, ed in particolare può essere effettuata solo
2729 nell'intervallo consentito dal valore del limite \const{RLIMIT\_NICE}
2730 (torneremo su questo in sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
2731
2732 Infine nonostante i valori siano sempre rimasti gli stessi, il significato del
2733 valore di \textit{nice} è cambiato parecchio nelle progressive riscritture
2734 dello \textit{scheduler} di Linux, ed in particolare a partire dal kernel
2735 2.6.23 l'uso di diversi valori di \textit{nice} ha un impatto molto più forte
2736 nella distribuzione della CPU ai processi. Infatti se viene comunque calcolata
2737 una priorità dinamica per i processi che non ricevono la CPU, così che anche
2738 essi possano essere messi in esecuzione, un alto valore di \textit{nice}
2739 corrisponde comunque ad una \textit{time-slice} molto piccola che non cresce
2740 comunque, per cui un processo a bassa priorità avrà davvero scarse possibilità
2741 di essere eseguito in presenza di processi attivi a priorità più alta.
2742
2743
2744 \subsection{Il meccanismo di \textit{scheduling real-time}}
2745 \label{sec:proc_real_time}
2746
2747 Come spiegato in sez.~\ref{sec:proc_sched} lo standard POSIX.1b ha introdotto
2748 le priorità assolute per permettere la gestione di processi
2749 \textit{real-time}. In realtà nel caso di Linux non si tratta di un vero
2750 \textit{hard real-time}, in quanto in presenza di eventuali interrupt il
2751 kernel interrompe l'esecuzione di un processo, qualsiasi sia la sua
2752 priorità,\footnote{questo a meno che non si siano installate le patch di
2753   RTLinux, RTAI o Adeos, con i quali è possibile ottenere un sistema
2754   effettivamente \textit{hard real-time}. In tal caso infatti gli interrupt
2755   vengono intercettati dall'interfaccia \textit{real-time} (o nel caso di
2756   Adeos gestiti dalle code del nano-kernel), in modo da poterli controllare
2757   direttamente qualora ci sia la necessità di avere un processo con priorità
2758   più elevata di un \textit{interrupt handler}.} mentre con l'incorrere in un
2759 \textit{page fault} si possono avere ritardi non previsti.  Se l'ultimo
2760 problema può essere aggirato attraverso l'uso delle funzioni di controllo
2761 della memoria virtuale (vedi sez.~\ref{sec:proc_mem_lock}), il primo non è
2762 superabile e può comportare ritardi non prevedibili riguardo ai tempi di
2763 esecuzione di qualunque processo.
2764
2765 Nonostante questo, ed in particolare con una serie di miglioramenti che sono
2766 stati introdotti nello sviluppo del kernel,\footnote{in particolare a partire
2767   dalla versione 2.6.18 sono stati inserite nel kernel una serie di modifiche
2768   che consentono di avvicinarsi sempre di più ad un vero e proprio sistema
2769   \textit{real-time} estendendo il concetto di \textit{preemption} alle
2770   operazioni dello stesso kernel; esistono vari livelli a cui questo può
2771   essere fatto, ottenibili attivando in fase di compilazione una fra le
2772   opzioni \texttt{CONFIG\_PREEMPT\_NONE}, \texttt{CONFIG\_PREEMPT\_VOLUNTARY}
2773   e \texttt{CONFIG\_PREEMPT\_DESKTOP}.} si può arrivare ad una ottima
2774 approssimazione di sistema \textit{real-time} usando le priorità assolute.
2775 Occorre farlo però con molta attenzione: se si dà ad un processo una priorità
2776 assoluta e questo finisce in un loop infinito, nessun altro processo potrà
2777 essere eseguito, ed esso sarà mantenuto in esecuzione permanentemente
2778 assorbendo tutta la CPU e senza nessuna possibilità di riottenere l'accesso al
2779 sistema. Per questo motivo è sempre opportuno, quando si lavora con processi
2780 che usano priorità assolute, tenere attiva una shell cui si sia assegnata la
2781 massima priorità assoluta, in modo da poter essere comunque in grado di
2782 rientrare nel sistema.
2783
2784 Quando c'è un processo con priorità assoluta lo \textit{scheduler} lo metterà
2785 in esecuzione prima di ogni processo normale. In caso di più processi sarà
2786 eseguito per primo quello con priorità assoluta più alta. Quando ci sono più
2787 processi con la stessa priorità assoluta questi vengono tenuti in una coda e
2788 tocca al kernel decidere quale deve essere eseguito.  Il meccanismo con cui
2789 vengono gestiti questi processi dipende dalla politica di \textit{scheduling}
2790 che si è scelta; lo standard ne prevede due:
2791 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{1.2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
2792 \item[\textit{First In First Out} (FIFO)] Il processo viene eseguito
2793   fintanto che non cede volontariamente la CPU (con la funzione
2794   \func{sched\_yield}), si blocca, finisce o viene interrotto da un processo a
2795   priorità più alta. Se il processo viene interrotto da uno a priorità più
2796   alta esso resterà in cima alla lista e sarà il primo ad essere eseguito
2797   quando i processi a priorità più alta diverranno inattivi. Se invece lo si
2798   blocca volontariamente sarà posto in coda alla lista (ed altri processi con
2799   la stessa priorità potranno essere eseguiti).
2800 \item[\textit{Round Robin} (RR)] Il comportamento è del tutto analogo a quello
2801   precedente, con la sola differenza che ciascun processo viene eseguito al
2802   massimo per un certo periodo di tempo (la cosiddetta \textit{time-slice})
2803   dopo di che viene automaticamente posto in fondo alla coda dei processi con
2804   la stessa priorità. In questo modo si ha comunque una esecuzione a turno di
2805   tutti i processi, da cui il nome della politica. Solo i processi con la
2806   stessa priorità ed in stato \textit{runnable} entrano nel
2807   \textsl{girotondo}.
2808 \end{basedescript}
2809
2810 Lo standard POSIX.1-2001 prevede una funzione che consenta sia di modificare
2811 le politiche di \textit{scheduling}, passando da \textit{real-time} a
2812 ordinarie o viceversa, che di specificare, in caso di politiche
2813 \textit{real-time}, la eventuale priorità statica; la funzione di sistema è
2814 \funcd{sched\_setscheduler} ed il suo prototipo è:
2815
2816 \begin{funcproto}{ 
2817 \fhead{sched.h}
2818 \fdecl{int sched\_setscheduler(pid\_t pid, int policy, const struct
2819   sched\_param *p)}
2820 \fdesc{Imposta priorità e politica di \textit{scheduling}.} 
2821 }
2822 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2823 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2824 \begin{errlist}
2825     \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{policy} non esiste o il
2826       valore di \param{p} non è valido per la politica scelta.
2827     \item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi per attivare la
2828       politica richiesta.
2829     \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
2830     \end{errlist}}
2831 \end{funcproto}
2832
2833 La funzione esegue l'impostazione per il processo specificato dall'argomento
2834 \param{pid}; un valore nullo di questo argomento esegue l'impostazione per il
2835 processo corrente.  La politica di \textit{scheduling} è specificata
2836 dall'argomento \param{policy} i cui possibili valori sono riportati in
2837 tab.~\ref{tab:proc_sched_policy}; la parte alta della tabella indica le
2838 politiche \textit{real-time}, quella bassa le politiche ordinarie. Un valore
2839 negativo per \param{policy} mantiene la politica di \textit{scheduling}
2840 corrente.
2841
2842 \begin{table}[htb]
2843   \centering
2844   \footnotesize
2845   \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
2846     \hline
2847     \textbf{Politica}  & \textbf{Significato} \\
2848     \hline
2849     \hline
2850     \constd{SCHED\_FIFO} & \textit{Scheduling real-time} con politica
2851                            \textit{FIFO}. \\
2852     \constd{SCHED\_RR}   & \textit{Scheduling real-time} con politica
2853                            \textit{Round Robin}. \\ 
2854     \hline
2855     \constd{SCHED\_OTHER}& \textit{Scheduling} ordinario.\\
2856     \constd{SCHED\_BATCH}& \textit{Scheduling} ordinario con l'assunzione
2857                            ulteriore di lavoro \textit{CPU
2858                            intensive} (dal kernel 2.6.16).\\ 
2859     \constd{SCHED\_IDLE} & \textit{Scheduling} di priorità estremamente
2860                            bassa (dal kernel 2.6.23).\\
2861     \hline
2862   \end{tabular}
2863   \caption{Valori dell'argomento \param{policy} per la funzione
2864     \func{sched\_setscheduler}.}
2865   \label{tab:proc_sched_policy}
2866 \end{table}
2867
2868 % TODO Aggiungere SCHED_DEADLINE, sulla nuova politica di scheduling aggiunta
2869 % con il kernel 3.14, vedi anche Documentation/scheduler/sched-deadline.txt e
2870 % http://lwn.net/Articles/575497/
2871 % vedi anche man 7 sched, man sched_setattr
2872
2873 Con le versioni più recenti del kernel sono state introdotte anche delle
2874 varianti sulla politica di \textit{scheduling} tradizionale per alcuni carichi
2875 di lavoro specifici, queste due nuove politiche sono specifiche di Linux e non
2876 devono essere usate se si vogliono scrivere programmi portabili.
2877
2878 La politica \const{SCHED\_BATCH} è una variante della politica ordinaria con
2879 la sola differenza che i processi ad essa soggetti non ottengono, nel calcolo
2880 delle priorità dinamiche fatto dallo \textit{scheduler}, il cosiddetto bonus
2881 di interattività che mira a favorire i processi che si svegliano dallo stato
2882 di \textit{sleep}.\footnote{cosa che accade con grande frequenza per i
2883   processi interattivi, dato che essi sono per la maggior parte del tempo in
2884   attesa di dati in ingresso da parte dell'utente.} La si usa pertanto, come
2885 indica il nome, per processi che usano molta CPU (come programmi di calcolo)
2886 che in questo modo, pur non perdendo il loro valore di \textit{nice}, sono
2887 leggermente sfavoriti rispetto ai processi interattivi che devono rispondere a
2888 dei dati in ingresso.
2889
2890 La politica \const{SCHED\_IDLE} invece è una politica dedicata ai processi che
2891 si desidera siano eseguiti con la più bassa priorità possibile, ancora più
2892 bassa di un processo con il minimo valore di \textit{nice}. In sostanza la si
2893 può utilizzare per processi che devono essere eseguiti se non c'è niente altro
2894 da fare. Va comunque sottolineato che anche un processo \const{SCHED\_IDLE}
2895 avrà comunque una sua possibilità di utilizzo della CPU, sia pure in
2896 percentuale molto bassa.
2897
2898 Qualora si sia richiesta una politica \textit{real-time} il valore della
2899 priorità statica viene impostato attraverso la struttura
2900 \struct{sched\_param}, riportata in fig.~\ref{fig:sig_sched_param}, il cui
2901 solo campo attualmente definito è \var{sched\_priority}. Il campo deve
2902 contenere il valore della priorità statica da assegnare al processo; lo
2903 standard prevede che questo debba essere assegnato all'interno di un
2904 intervallo fra un massimo ed un minimo che nel caso di Linux sono
2905 rispettivamente 1 e 99.
2906
2907 \begin{figure}[!htb]
2908   \footnotesize \centering
2909   \begin{minipage}[c]{0.5\textwidth}
2910     \includestruct{listati/sched_param.c}
2911   \end{minipage} 
2912   \normalsize 
2913   \caption{La struttura \structd{sched\_param}.} 
2914   \label{fig:sig_sched_param}
2915 \end{figure}
2916
2917 I processi con politica di \textit{scheduling} ordinaria devono sempre
2918 specificare un valore nullo di \var{sched\_priority} altrimenti si avrà un
2919 errore \errcode{EINVAL}, questo valore infatti non ha niente a che vedere con
2920 la priorità dinamica determinata dal valore di \textit{nice}, che deve essere
2921 impostato con le funzioni viste in precedenza.
2922
2923 Lo standard POSIX.1b prevede che l'intervallo dei valori delle priorità
2924 statiche possa essere ottenuto con le funzioni di sistema
2925 \funcd{sched\_get\_priority\_max} e \funcd{sched\_get\_priority\_min}, i cui
2926 prototipi sono:
2927
2928 \begin{funcproto}{ 
2929 \fhead{sched.h}
2930 \fdecl{int sched\_get\_priority\_max(int policy)}
2931 \fdesc{Legge il valore massimo di una priorità statica.} 
2932 \fdecl{int sched\_get\_priority\_min(int policy)}
2933 \fdesc{Legge il valore minimo di una priorità statica.} 
2934 }
2935 {Le funzioni ritornano il valore della priorità in caso di successo e $-1$ per
2936   un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà il valore:
2937 \begin{errlist}
2938 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{policy} non è valido.
2939 \end{errlist}}
2940 \end{funcproto}
2941
2942 Le funzioni ritornano rispettivamente il valore massimo e minimo usabile per
2943 la priorità statica di una delle politiche di \textit{scheduling}
2944 \textit{real-time} indicata dall'argomento \param{policy}.
2945
2946 Si tenga presente che quando si imposta una politica di \textit{scheduling}
2947 real-time per un processo o se ne cambia la priorità statica questo viene
2948 messo in cima alla lista dei processi con la stessa priorità; questo comporta
2949 che verrà eseguito subito, interrompendo eventuali altri processi con la
2950 stessa priorità in quel momento in esecuzione.
2951
2952 Il kernel mantiene i processi con la stessa priorità assoluta in una lista, ed
2953 esegue sempre il primo della lista, mentre un nuovo processo che torna in
2954 stato \textit{runnable} viene sempre inserito in coda alla lista. Se la
2955 politica scelta è \const{SCHED\_FIFO} quando il processo viene eseguito viene
2956 automaticamente rimesso in coda alla lista, e la sua esecuzione continua
2957 fintanto che non viene bloccato da una richiesta di I/O, o non rilascia
2958 volontariamente la CPU (in tal caso, tornando nello stato \textit{runnable}
2959 sarà in coda alla lista); l'esecuzione viene ripresa subito solo nel caso che
2960 esso sia stato interrotto da un processo a priorità più alta.
2961
2962 Solo un processo con i privilegi di amministratore\footnote{più precisamente
2963   con la capacità \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi
2964   sez.~\ref{sec:proc_capabilities}.} può impostare senza restrizioni priorità
2965 assolute diverse da zero o politiche \const{SCHED\_FIFO} e
2966 \const{SCHED\_RR}. Un utente normale può modificare solo le priorità di
2967 processi che gli appartengono; è cioè richiesto che l'\ids{UID} effettivo del
2968 processo chiamante corrisponda all'\ids{UID} reale o effettivo del processo
2969 indicato con \param{pid}.
2970
2971 Fino al kernel 2.6.12 gli utenti normali non potevano impostare politiche
2972 \textit{real-time} o modificare la eventuale priorità statica di un loro
2973 processo. A partire da questa versione è divenuto possibile anche per gli
2974 utenti normali usare politiche \textit{real-time} fintanto che la priorità
2975 assoluta che si vuole impostare è inferiore al limite \const{RLIMIT\_RTPRIO}
2976 (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) ad essi assegnato. 
2977
2978 Unica eccezione a questa possibilità sono i processi \const{SCHED\_IDLE}, che
2979 non possono cambiare politica di \textit{scheduling} indipendentemente dal
2980 valore di \const{RLIMIT\_RTPRIO}. Inoltre, in caso di processo già sottoposto
2981 ad una politica \textit{real-time}, un utente può sempre, indipendentemente
2982 dal valore di \const{RLIMIT\_RTPRIO}, diminuirne la priorità o portarlo ad una
2983 politica ordinaria.
2984
2985 Se si intende operare solo sulla priorità statica di un processo si possono
2986 usare le due funzioni di sistema \funcd{sched\_setparam} e
2987 \funcd{sched\_getparam} che consentono rispettivamente di impostarne e
2988 leggerne il valore, i loro prototipi sono:
2989
2990 \begin{funcproto}{
2991 \fhead{sched.h}
2992 \fdecl{int sched\_setparam(pid\_t pid, const struct sched\_param *param)}
2993 \fdesc{Imposta la priorità statica di un processo.} 
2994 \fdecl{int sched\_getparam(pid\_t pid, struct sched\_param *param)}
2995 \fdesc{Legge la priorità statica di un processo.} 
2996 }
2997 {Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2998 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2999 \begin{errlist}
3000 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{param} non ha senso per la
3001   politica usata dal processo.
3002 \item[\errcode{EPERM}] non si hanno privilegi sufficienti per eseguire
3003   l'operazione.
3004 \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
3005 \end{errlist}}
3006 \end{funcproto}
3007
3008 Le funzioni richiedono di indicare nell'argomento \param{pid} il processo su
3009 cui operare e usano l'argomento \param{param} per mantenere il valore della
3010 priorità dinamica. Questo è ancora una struttura \struct{sched\_param} ed
3011 assume gli stessi valori già visti per \func{sched\_setscheduler}.
3012
3013 L'uso di \func{sched\_setparam}, compresi i controlli di accesso che vi si
3014 applicano, è del tutto equivalente a quello di \func{sched\_setscheduler} con
3015 argomento \param{policy} uguale a $-1$. Come per \func{sched\_setscheduler}
3016 specificando $0$ come valore dell'argomento \param{pid} si opera sul processo
3017 corrente. Benché la funzione sia utilizzabile anche con processi sottoposti a
3018 politica ordinaria essa ha senso soltanto per quelli \textit{real-time}, dato
3019 che per i primi la priorità statica può essere soltanto nulla.  La
3020 disponibilità di entrambe le funzioni può essere verificata controllando la
3021 macro \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING} che è definita nell'\textit{header
3022   file} \headfiled{sched.h}.
3023
3024 Se invece si vuole sapere quale è politica di \textit{scheduling} di un
3025 processo si può usare la funzione di sistema \funcd{sched\_getscheduler}, il
3026 cui prototipo è:
3027
3028 \begin{funcproto}{ 
3029 \fhead{sched.h}
3030 \fdecl{int sched\_getscheduler(pid\_t pid)}
3031 \fdesc{Legge la politica di \textit{scheduling}.} 
3032 }
3033 {La funzione ritorna la politica di \textit{scheduling}  in caso di successo e
3034   $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3035 \begin{errlist}
3036     \item[\errcode{EPERM}] non si hanno privilegi sufficienti per eseguire
3037       l'operazione.
3038     \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
3039 \end{errlist}}
3040 \end{funcproto}
3041
3042 La funzione restituisce il valore, secondo quanto elencato in
3043 tab.~\ref{tab:proc_sched_policy}, della politica di \textit{scheduling} per il
3044 processo specificato dall'argomento \param{pid}, se questo è nullo viene
3045 restituito il valore relativo al processo chiamante.
3046
3047 L'ultima funzione di sistema che permette di leggere le informazioni relative
3048 ai processi real-time è \funcd{sched\_rr\_get\_interval}, che permette di
3049 ottenere la lunghezza della \textit{time-slice} usata dalla politica
3050 \textit{round robin}; il suo prototipo è:
3051
3052 \begin{funcproto}{ 
3053 \fhead{sched.h}
3054 \fdecl{int sched\_rr\_get\_interval(pid\_t pid, struct timespec *tp)}
3055 \fdesc{Legge la durata della \textit{time-slice} per lo \textit{scheduling}
3056   \textit{round robin}.}  
3057 }
3058 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3059 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3060 \begin{errlist}
3061 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{pid} non è valido. 
3062 \item[\errcode{ENOSYS}] la \textit{system call} non è presente (solo per
3063   kernel arcaici).
3064 \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
3065 \end{errlist}
3066 ed inoltre anche \errval{EFAULT} nel suo significato generico.}
3067 \end{funcproto}
3068
3069 La funzione restituisce nell'argomento \param{tp} come una struttura
3070 \struct{timespec}, (la cui definizione si può trovare in
3071 fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) il valore dell'intervallo di tempo usato
3072 per la politica \textit{round robin} dal processo indicato da \ids{PID}. Il
3073 valore dipende dalla versione del kernel, a lungo infatti questo intervallo di
3074 tempo era prefissato e non modificabile ad un valore di 150 millisecondi,
3075 restituito indipendentemente dal \ids{PID} indicato. 
3076
3077 Con kernel recenti però è possibile ottenere una variazione della
3078 \textit{time-slice}, modificando il valore di \textit{nice} del processo
3079 (anche se questo non incide assolutamente sulla priorità statica) che come
3080 accennato in precedenza modifica il valore assegnato alla \textit{time-slice}
3081 di un processo ordinario, che però viene usato anche dai processi
3082 \textit{real-time}.
3083
3084 Come accennato ogni processo può rilasciare volontariamente la CPU in modo da
3085 consentire agli altri processi di essere eseguiti; la funzione di sistema che
3086 consente di fare tutto questo è \funcd{sched\_yield}, il cui prototipo è:
3087
3088 \begin{funcproto}{ 
3089 \fhead{sched.h}
3090 \fdecl{int sched\_yield(void)}
3091 \fdesc{Rilascia volontariamente l'esecuzione.} 
3092 }
3093 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e teoricamente $-1$ per un
3094   errore, ma su Linux ha sempre successo.}
3095 \end{funcproto}
3096
3097
3098 Questa funzione ha un utilizzo effettivo soltanto quando si usa lo
3099 \textit{scheduling} \textit{real-time}, e serve a far sì che il processo
3100 corrente rilasci la CPU, in modo da essere rimesso in coda alla lista dei
3101 processi con la stessa priorità per permettere ad un altro di essere eseguito;
3102 se però il processo è l'unico ad essere presente sulla coda l'esecuzione non
3103 sarà interrotta. In genere usano questa funzione i processi con politica
3104 \const{SCHED\_FIFO}, per permettere l'esecuzione degli altri processi con pari
3105 priorità quando la sezione più urgente è finita.
3106
3107 La funzione può essere utilizzata anche con processi che usano lo
3108 \textit{scheduling} ordinario, ma in questo caso il comportamento non è ben
3109 definito, e dipende dall'implementazione. Fino al kernel 2.6.23 questo
3110 comportava che i processi venissero messi in fondo alla coda di quelli attivi,
3111 con la possibilità di essere rimessi in esecuzione entro breve tempo, con
3112 l'introduzione del \textit{Completely Fair Scheduler} questo comportamento è
3113 cambiato ed un processo che chiama la funzione viene inserito nella lista dei
3114 processi inattivi, con un tempo molto maggiore.\footnote{è comunque possibile
3115   ripristinare un comportamento analogo al precedente scrivendo il valore 1
3116   nel file \sysctlfiled{kernel/sched\_compat\_yield}.}
3117
3118 L'uso delle funzione nella programmazione ordinaria può essere utile e
3119 migliorare le prestazioni generali del sistema quando si è appena rilasciata
3120 una risorsa contesa con altri processi, e si vuole dare agli altri una
3121 possibilità di approfittarne mettendoli in esecuzione, ma chiamarla senza
3122 necessità, specie se questo avviene ripetutamente all'interno di un qualche
3123 ciclo, può avere invece un forte impatto negativo per la generazione di
3124 \textit{context switch} inutili.
3125
3126
3127 \subsection{Il controllo dello \textit{scheduler} per i sistemi
3128   multiprocessore}
3129 \label{sec:proc_sched_multiprocess}
3130
3131 \index{effetto~ping-pong|(} 
3132
3133 Con il supporto dei sistemi multiprocessore sono state introdotte delle
3134 funzioni che permettono di controllare in maniera più dettagliata la scelta di
3135 quale processore utilizzare per eseguire un certo programma. Uno dei problemi
3136 che si pongono nei sistemi multiprocessore è infatti quello del cosiddetto
3137 \textsl{effetto ping-pong}. Può accadere cioè che lo \textit{scheduler},
3138 quando riavvia un processo precedentemente interrotto scegliendo il primo
3139 processore disponibile, lo faccia eseguire da un processore diverso rispetto a
3140 quello su cui era stato eseguito in precedenza. Se il processo passa da un
3141 processore all'altro in questo modo, cosa che avveniva abbastanza di frequente
3142 con i kernel della seria 2.4.x, si ha l'effetto ping-pong.
3143
3144 Questo tipo di comportamento può generare dei seri problemi di prestazioni;
3145 infatti tutti i processori moderni utilizzano una memoria interna (la
3146 \textit{cache}) contenente i dati più usati, che permette di evitare di
3147 eseguire un accesso (molto più lento) alla memoria principale sulla scheda
3148 madre.  Chiaramente un processo sarà favorito se i suoi dati sono nella cache
3149 del processore, ma è ovvio che questo può essere vero solo per un processore
3150 alla volta, perché in presenza di più copie degli stessi dati su più
3151 processori, non si potrebbe determinare quale di questi ha la versione dei
3152 dati aggiornata rispetto alla memoria principale.
3153
3154 Questo comporta che quando un processore inserisce un dato nella sua cache,
3155 tutti gli altri processori che hanno lo stesso dato devono invalidarlo, e
3156 questa operazione è molto costosa in termini di prestazioni. Il problema
3157 diventa serio quando si verifica l'effetto ping-pong, in tal caso infatti un
3158 processo \textsl{rimbalza} continuamente da un processore all'altro e si ha
3159 una continua invalidazione della cache, che non diventa mai disponibile.
3160
3161 \itindbeg{CPU~affinity}
3162
3163 Per ovviare a questo tipo di problemi è nato il concetto di \textsl{affinità
3164   di processore} (o \textit{CPU affinity}); la possibilità cioè di far sì che
3165 un processo possa essere assegnato per l'esecuzione sempre allo stesso
3166 processore. Lo \textit{scheduler} dei kernel della serie 2.4.x aveva una
3167 scarsa \textit{CPU affinity}, e l'effetto ping-pong era comune; con il nuovo
3168 \textit{scheduler} dei kernel della 2.6.x questo problema è stato risolto ed
3169 esso cerca di mantenere il più possibile ciascun processo sullo stesso
3170 processore.
3171
3172 \index{effetto~ping-pong|)}
3173
3174 In certi casi però resta l'esigenza di poter essere sicuri che un processo sia
3175 sempre eseguito dallo stesso processore,\footnote{quella che viene detta
3176   \textit{hard CPU affinity}, in contrasto con quella fornita dallo
3177   \textit{scheduler}, detta \textit{soft CPU affinity}, che di norma indica
3178   solo una preferenza, non un requisito assoluto.} e per poter risolvere
3179 questo tipo di problematiche nei nuovi kernel\footnote{le due \textit{system
3180     call} per la gestione della \textit{CPU affinity} sono state introdotte
3181   nel kernel 2.5.8, e le corrispondenti funzioni di sistema nella
3182   \textsl{glibc} 2.3.} è stata introdotta l'opportuna infrastruttura ed una
3183 nuova \textit{system call} che permette di impostare su quali processori far
3184 eseguire un determinato processo attraverso una \textsl{maschera di
3185   affinità}. La corrispondente funzione di sistema è
3186 \funcd{sched\_setaffinity} ed il suo prototipo è:
3187
3188 \index{insieme~di~processori|(}
3189
3190 \begin{funcproto}{ 
3191 \fhead{sched.h}
3192 \fdecl{int sched\_setaffinity(pid\_t pid, size\_t setsize, 
3193   cpu\_set\_t *mask)}
3194 \fdesc{Imposta la maschera di affinità di un processo.} 
3195 }
3196 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3197 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3198 \begin{errlist}
3199 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{mask} contiene riferimenti a
3200   processori non esistenti nel sistema o a cui non è consentito l'accesso.
3201 \item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi sufficienti per
3202   eseguire l'operazione.
3203 \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
3204 \end{errlist}
3205 ed inoltre anche \errval{EFAULT} nel suo significato generico.}
3206 \end{funcproto}
3207
3208 Questa funzione e la corrispondente \func{sched\_getaffinity} hanno una storia
3209 abbastanza complessa, la sottostante \textit{system call} infatti prevede
3210 l'uso di due soli argomenti (per il pid e l'indicazione della maschera dei
3211 processori), che corrispondono al fatto che l'implementazione effettiva usa
3212 una semplice maschera binaria. Quando le funzioni vennero incluse nella
3213 \acr{glibc} assunsero invece un prototipo simile a quello mostrato però con il
3214 secondo argomento di tipo \ctyp{unsigned int}. A complicare la cosa si
3215 aggiunge il fatto che nella versione 2.3.3 della \acr{glibc} detto argomento
3216 venne stato eliminato, per poi essere ripristinato nella versione 2.3.4 nella
3217 forma attuale.\footnote{pertanto se la vostra pagina di manuale non è
3218   aggiornata, o usate quella particolare versione della \acr{glibc}, potrete
3219   trovare indicazioni diverse, il prototipo illustrato è quello riportato
3220   nella versione corrente (maggio 2008) delle pagine di manuale e
3221   corrispondente alla definizione presente in \headfile{sched.h}.}
3222
3223 La funzione imposta, con l'uso del valore contenuto all'indirizzo
3224 \param{mask}, l'insieme dei processori sui quali deve essere eseguito il
3225 processo identificato tramite il valore passato in \param{pid}. Come in
3226 precedenza il valore nullo di \param{pid} indica il processo corrente.  Per
3227 poter utilizzare questa funzione sono richiesti i privilegi di amministratore
3228 (è necessaria la capacità \const{CAP\_SYS\_NICE}) altrimenti essa fallirà con
3229 un errore di \errcode{EPERM}. Una volta impostata una maschera di affinità,
3230 questa viene ereditata attraverso una \func{fork}, in questo modo diventa
3231 possibile legare automaticamente un gruppo di processi ad un singolo
3232 processore.
3233
3234 Nell'uso comune, almeno con i kernel successivi alla serie 2.6.x, utilizzare
3235 questa funzione non è necessario, in quanto è lo \textit{scheduler} stesso che
3236 provvede a mantenere al meglio l'affinità di processore. Esistono però
3237 esigenze particolari, ad esempio quando un processo (o un gruppo di processi)
3238 è utilizzato per un compito importante (ad esempio per applicazioni
3239 \textit{real-time} o la cui risposta è critica) e si vuole la massima
3240 velocità; con questa interfaccia diventa possibile selezionare gruppi di
3241 processori utilizzabili in maniera esclusiva.  Lo stesso dicasi quando
3242 l'accesso a certe risorse (memoria o periferiche) può avere un costo diverso a
3243 seconda del processore, come avviene nelle architetture NUMA
3244 (\textit{Non-Uniform Memory Access}).
3245
3246 Infine se un gruppo di processi accede alle stesse risorse condivise (ad
3247 esempio una applicazione con più \textit{thread}) può avere senso usare lo
3248 stesso processore in modo da sfruttare meglio l'uso della sua cache; questo
3249 ovviamente riduce i benefici di un sistema multiprocessore nell'esecuzione
3250 contemporanea dei \textit{thread}, ma in certi casi (quando i \textit{thread}
3251 sono inerentemente serializzati nell'accesso ad una risorsa) possono esserci
3252 sufficienti vantaggi nell'evitare la perdita della cache da rendere
3253 conveniente l'uso dell'affinità di processore.
3254
3255 Dato che il numero di processori può variare a seconda delle architetture, per
3256 semplificare l'uso dell'argomento \param{mask} la \acr{glibc} ha introdotto un
3257 apposito dato di tipo, \typed{cpu\_set\_t},\footnote{questa è una estensione
3258   specifica della \acr{glibc}, da attivare definendo la macro
3259   \macro{\_GNU\_SOURCE}, non esiste infatti una standardizzazione per questo
3260   tipo di interfaccia e POSIX al momento non prevede nulla al riguardo.} che
3261 permette di identificare un insieme di processori. Il dato è normalmente una
3262 maschera binaria: nei casi più comuni potrebbe bastare un intero a 32 bit, in
3263 cui ogni bit corrisponde ad un processore, ma oggi esistono architetture in
3264 cui questo numero può non essere sufficiente, e per questo è stato creato
3265 questo tipo opaco e una interfaccia di gestione che permette di usare a basso
3266 livello un tipo di dato qualunque rendendosi indipendenti dal numero di bit e
3267 dalla loro disposizione.  Per questo le funzioni di libreria richiedono che
3268 oltre all'insieme di processori si indichi anche la dimensione dello stesso
3269 con l'argomento \param{setsize}, per il quale, se non si usa l'allocazione
3270 dinamica che vedremo a breve, è in genere sufficiente passare il valore
3271 \code{sizeof(cpu\_set\_t)}.
3272
3273 L'interfaccia di gestione degli insiemi di processori, oltre alla definizione
3274 del tipo \type{cpu\_set\_t}, prevede una serie di macro di preprocessore per
3275 la manipolazione degli stessi. Quelle di base, che consentono rispettivamente
3276 di svuotare un insieme, di aggiungere o togliere un processore o di verificare
3277 se esso è già presente in un insieme, sono le seguenti:
3278
3279 {\centering
3280 \vspace{3pt}
3281 \begin{funcbox}{ 
3282 \fhead{sched.h}
3283 \fdecl{void \macrod{CPU\_ZERO}(cpu\_set\_t *set)}
3284 \fdesc{Inizializza un insieme di processori vuoto \param{set}.} 
3285 \fdecl{void \macrod{CPU\_SET}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
3286 \fdesc{Inserisce il processore \param{cpu} nell'insieme di
3287   processori \param{set}.}  
3288 \fdecl{void \macrod{CPU\_CLR}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
3289 \fdesc{Rimuove il processore \param{cpu} nell'insieme di
3290   processori \param{set}.}  
3291 \fdecl{int \macrod{CPU\_ISSET}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
3292 \fdesc{Controlla se il processore \param{cpu} è nell'insieme di
3293   processori \param{set}.}  
3294 }
3295 \end{funcbox}}
3296
3297 Queste macro che sono ispirate dalle analoghe usate per gli insiemi di
3298 \textit{file descriptor} (vedi sez.~\ref{sec:file_select}) e sono state
3299 introdotte con la versione 2.3.3 della \acr{glibc}. Tutte richiedono che si
3300 specifichi il numero di una CPU nell'argomento \param{cpu}, ed un insieme su
3301 cui operare. L'unica che ritorna un risultato è \macro{CPU\_ISSET}, che
3302 restituisce un intero da usare come valore logico (zero se la CPU non è
3303 presente, diverso da zero se è presente).
3304
3305 \itindbeg{side~effects}
3306 Si tenga presente che trattandosi di macro l'argomento \param{cpu} può essere
3307 valutato più volte. Questo significa ad esempio che non si può usare al suo
3308 posto una funzione o un'altra macro, altrimenti queste verrebbero eseguite più
3309 volte; l'argomento cioè non deve avere \textsl{effetti collaterali} (in gergo
3310  \textit{side effects}).\footnote{nel linguaggio C si
3311   parla appunto di \textit{side effects} quando si usano istruzioni la cui
3312   valutazione comporta effetti al di fuori dell'istruzione stessa, come il
3313   caso indicato in cui si passa una funzione ad una macro che usa l'argomento
3314   al suo interno più volte, o si scrivono espressioni come \code{a=a++} in cui
3315   non è chiaro se prima avvenga l'incremento e poi l'assegnazione, ed il cui
3316   risultato dipende dall'implementazione del compilatore.}
3317 \itindend{side~effects}
3318
3319
3320 Le CPU sono numerate da zero (che indica la prima disponibile) fino ad un
3321 numero massimo che dipende dall'architettura hardware. La costante
3322 \constd{CPU\_SETSIZE} indica il numero massimo di processori che possono far
3323 parte di un insieme (al momento vale sempre 1024), e costituisce un limite
3324 massimo al valore dell'argomento \param{cpu}.  Dalla versione 2.6 della
3325 \acr{glibc} alle precedenti macro è stata aggiunta, per contare il numero di
3326 processori in un insieme, l'ulteriore:
3327
3328 {\centering
3329 \vspace{3pt}
3330 \begin{funcbox}{ 
3331 \fhead{sched.h}
3332 \fdecl{int \macrod{CPU\_COUNT}(cpu\_set\_t *set)}
3333 \fdesc{Conta il numero di processori presenti nell'insieme \param{set}.} 
3334 }
3335 \end{funcbox}}
3336
3337 A partire dalla versione 2.7 della \acr{glibc} sono state introdotte altre
3338 macro che consentono ulteriori manipolazioni, in particolare si possono
3339 compiere delle operazioni logiche sugli insiemi di processori con:
3340
3341 {\centering
3342 \vspace{3pt}
3343 \begin{funcbox}{ 
3344 \fhead{sched.h}
3345 \fdecl{void \macrod{CPU\_AND}(cpu\_set\_t *destset, cpu\_set\_t *srcset1, cpu\_set\_t *srcset2)}
3346 \fdesc{Esegue l'AND logico di due insiemi di processori.} 
3347 \fdecl{void \macrod{CPU\_OR}(cpu\_set\_t *destset, cpu\_set\_t *srcset1, cpu\_set\_t *srcset2)}
3348 \fdesc{Esegue l'OR logico di due insiemi di processori.} 
3349 \fdecl{void \macrod{CPU\_XOR}(cpu\_set\_t *destset, cpu\_set\_t *srcset1, cpu\_set\_t *srcset2)}
3350 \fdesc{Esegue lo XOR logico di due insiemi di processori.} 
3351 \fdecl{int \macrod{CPU\_EQUAL}(cpu\_set\_t *set1, cpu\_set\_t *set2)}
3352 \fdesc{Verifica se due insiemi di processori sono uguali.} 
3353 }
3354 \end{funcbox}}
3355
3356 Le prime tre macro richiedono due insiemi di partenza, \param{srcset1} e
3357 \param{srcset2} e forniscono in un terzo insieme \param{destset} (che può
3358 essere anche lo stesso di uno dei precedenti) il risultato della rispettiva
3359 operazione logica sui contenuti degli stessi. In sostanza con \macro{CPU\_AND}
3360 si otterrà come risultato l'insieme che contiene le CPU presenti in entrambi
3361 gli insiemi di partenza, con \macro{CPU\_OR} l'insieme che contiene le CPU
3362 presenti in uno qualunque dei due insiemi di partenza, e con \macro{CPU\_XOR}
3363 l'insieme che contiene le CPU presenti in uno solo dei due insiemi di
3364 partenza. Infine \macro{CPU\_EQUAL} confronta due insiemi ed è l'unica che
3365 restituisce un intero, da usare come valore logico che indica se sono identici
3366 o meno.
3367
3368 Inoltre, sempre a partire dalla versione 2.7 della \acr{glibc}, è stata
3369 introdotta la possibilità di una allocazione dinamica degli insiemi di
3370 processori, per poterli avere di dimensioni corrispondenti al numero di CPU
3371 effettivamente in gioco, senza dover fare riferimento necessariamente alla
3372 precedente dimensione preimpostata di 1024. Per questo motivo sono state
3373 definite tre ulteriori macro, che consentono rispettivamente di allocare,
3374 disallocare ed ottenere la dimensione in byte di un insieme di processori:
3375
3376 {\centering
3377 \vspace{3pt}
3378 \begin{funcbox}{ 
3379 \fhead{sched.h}
3380 \fdecl{cpu\_set\_t * \macrod{CPU\_ALLOC}(num\_cpus)}
3381 \fdesc{Alloca dinamicamente un insieme di processori di dimensione voluta.} 
3382 \fdecl{void \macrod{CPU\_FREE}(cpu\_set\_t *set)}
3383 \fdesc{Disalloca un insieme di processori allocato dinamicamente.} 
3384 \fdecl{size\_t \macrod{CPU\_ALLOC\_SIZE}(num\_cpus)}
3385 \fdesc{Ritorna la dimensione di un insieme di processori allocato dinamicamente.} 
3386 }
3387 \end{funcbox}}
3388
3389 La prima macro, \macro{CPU\_ALLOC}, restituisce il puntatore ad un insieme di
3390 processori in grado di contenere almeno \param{num\_cpus} che viene allocato
3391 dinamicamente. Ogni insieme così allocato dovrà essere disallocato con
3392 \macro{CPU\_FREE} passandogli un puntatore ottenuto da una precedente
3393 \macro{CPU\_ALLOC}. La terza macro, \macro{CPU\_ALLOC\_SIZE}, consente di
3394 ottenere la dimensione in byte di un insieme allocato dinamicamente che
3395 contenga \param{num\_cpus} processori.
3396
3397 Dato che le dimensioni effettive possono essere diverse le macro di gestione e
3398 manipolazione che abbiamo trattato in precedenza non si applicano agli insiemi
3399 allocati dinamicamente, per i quali dovranno sono state definite altrettante
3400 macro equivalenti contraddistinte dal suffisso \texttt{\_S}, che effettuano le
3401 stesse operazioni, ma richiedono in più un argomento
3402 aggiuntivo \param{setsize} che deve essere assegnato al valore ottenuto con
3403 \macro{CPU\_ALLOC\_SIZE}. Questo stesso valore deve essere usato per l'omonimo
3404 argomento delle funzioni \func{sched\_setaffinity} o \func{sched\_getaffinity}
3405 quando si vuole usare per l'argomento che indica la maschera di affinità un
3406 insieme di processori allocato dinamicamente.
3407
3408 \index{insieme~di~processori|)}
3409
3410 A meno di non aver utilizzato \func{sched\_setaffinity}, in condizioni
3411 ordinarie la maschera di affinità di un processo è preimpostata dal sistema in
3412 modo che esso possa essere eseguito su qualunque processore. Se ne può
3413 comunque ottenere il valore corrente usando la funzione di sistema
3414 \funcd{sched\_getaffinity}, il cui prototipo è:
3415
3416 \begin{funcproto}{ 
3417 \fhead{sched.h}
3418 \fdecl{int sched\_getaffinity (pid\_t pid, size\_t setsize, 
3419   cpu\_set\_t *mask)}
3420 \fdesc{Legge la maschera di affinità di un processo.} 
3421 }
3422 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3423 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3424 \begin{errlist}
3425 \item[\errcode{EINVAL}] \param{setsize} è più piccolo delle dimensioni
3426   della maschera di affinità usata dal kernel.
3427 \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
3428 \end{errlist}
3429 ed inoltre anche \errval{EFAULT} nel suo significato generico.}
3430 \end{funcproto}
3431
3432 La funzione restituirà all'indirizzo specificato da \param{mask} il valore
3433 della maschera di affinità del processo indicato dall'argomento \param{pid}
3434 (al solito un valore nullo indica il processo corrente) così da poterla
3435 riutilizzare per una successiva reimpostazione.
3436
3437 È chiaro che queste funzioni per la gestione dell'affinità hanno significato
3438 soltanto su un sistema multiprocessore, esse possono comunque essere
3439 utilizzate anche in un sistema con un processore singolo, nel qual caso però
3440 non avranno alcun risultato effettivo.
3441
3442 \itindend{scheduler}
3443 \itindend{CPU~affinity}
3444
3445
3446 \subsection{Le priorità per le operazioni di I/O}
3447 \label{sec:io_priority}
3448
3449 A lungo l'unica priorità usata per i processi è stata quella relativa
3450 all'assegnazione dell'uso del processore. Ma il processore non è l'unica
3451 risorsa che i processi devono contendersi, un'altra, altrettanto importante
3452 per le prestazioni, è quella dell'accesso a disco. Per questo motivo nello
3453 sviluppo del kernel sono stati introdotti diversi \textit{I/O scheduler} in
3454 grado di distribuire in maniera opportuna questa risorsa ai vari processi.
3455
3456 Fino al kernel 2.6.17 era possibile soltanto differenziare le politiche
3457 generali di gestione, scegliendo di usare un diverso \textit{I/O scheduler}. A
3458 partire da questa versione, con l'introduzione dello \textit{scheduler} CFQ
3459 (\textit{Completely Fair Queuing}) è divenuto possibile, qualora si usi questo
3460 \textit{scheduler}, impostare anche delle diverse priorità di accesso per i
3461 singoli processi.\footnote{al momento (kernel 2.6.31), le priorità di I/O sono
3462   disponibili soltanto per questo \textit{scheduler}.}
3463
3464 La scelta di uno \textit{scheduler} di I/O si può fare in maniera generica per
3465 tutto il sistema all'avvio del kernel con il parametro di avvio
3466 \texttt{elevator},\footnote{per la trattazione dei parametri di avvio del
3467   kernel si rimanda al solito alla sez.~5.3 di \cite{AGL}.} cui assegnare il
3468 nome dello \textit{scheduler}, ma se ne può anche indicare uno specifico per
3469 l'accesso al singolo disco scrivendo nel file
3470 \texttt{/sys/block/\textit{<dev>}/queue/scheduler} (dove
3471 \texttt{\textit{<dev>}} è il nome del dispositivo associato al disco).
3472
3473 Gli \textit{scheduler} disponibili sono mostrati dal contenuto dello stesso
3474 file che riporta fra parentesi quadre quello attivo, il default in tutti i
3475 kernel recenti è proprio il \texttt{cfq}, nome con cui si indica appunto lo
3476 \textit{scheduler} CFQ, che supporta le priorità. Per i dettagli sulle
3477 caratteristiche specifiche degli altri \textit{scheduler}, la cui discussione
3478 attiene a problematiche di ambito sistemistico, si consulti la documentazione
3479 nella directory \texttt{Documentation/block/} dei sorgenti del kernel.
3480
3481 Una volta che si sia impostato lo \textit{scheduler} CFQ ci sono due
3482 specifiche \textit{system call}, specifiche di Linux, che consentono di
3483 leggere ed impostare le priorità di I/O.\footnote{se usate in corrispondenza
3484   ad uno \textit{scheduler} diverso il loro utilizzo non avrà alcun effetto.}
3485 Dato che non esiste una interfaccia diretta nella \acr{glibc} per queste due
3486 funzioni\footnote{almeno al momento della scrittura di questa sezione, con la
3487   versione 2.11 della \acr{glibc}.} occorrerà invocarle tramite la funzione
3488 \func{syscall} (come illustrato in sez.~\ref{sec:proc_syscall}). Le due
3489 \textit{system call} sono \funcd{ioprio\_get} ed \funcd{ioprio\_set}; i
3490 rispettivi prototipi sono:
3491
3492 \begin{funcproto}{ 
3493 \fhead{linux/ioprio.h}
3494 \fdecl{int ioprio\_get(int which, int who)}
3495 \fdesc{Legge la priorità di I/O di un processo.} 
3496 \fdecl{int ioprio\_set(int which, int who, int ioprio)}
3497 \fdesc{Imposta la priorità di I/O di un processo.} 
3498 }
3499 {Le funzioni ritornano rispettivamente un intero positivo o 0 in caso di
3500   successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
3501   valori:
3502 \begin{errlist}
3503 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{which} o di \param{ioprio} non
3504   sono validi. 
3505 \item[\errcode{EPERM}] non si hanno i privilegi per eseguire
3506   l'impostazione (solo per \func{ioprio\_set}). 
3507 \item[\errcode{ESRCH}] non esiste un processo corrispondente alle indicazioni.
3508 \end{errlist}}
3509 \end{funcproto}
3510
3511 Le funzioni leggono o impostano la priorità di I/O sulla base dell'indicazione
3512 dei due argomenti \param{which} e \param{who} che hanno lo stesso significato
3513 già visto per gli omonimi argomenti di \func{getpriority} e
3514 \func{setpriority}. Anche in questo caso si deve specificare il valore di
3515 \param{which} tramite le opportune costanti riportate in
3516 tab.~\ref{tab:ioprio_args} che consentono di indicare un singolo processo, i
3517 processi di un \textit{process group} (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) o
3518 tutti i processi di un utente.
3519
3520 \begin{table}[htb]
3521   \centering
3522   \footnotesize
3523   \begin{tabular}[c]{|c|c|l|}
3524     \hline
3525     \param{which} & \param{who} & \textbf{Significato} \\
3526     \hline
3527     \hline
3528     \constd{IPRIO\_WHO\_PROCESS} & \type{pid\_t} & processo\\
3529     \constd{IPRIO\_WHO\_PRGR}    & \type{pid\_t} & \textit{process group}\\ 
3530     \constd{IPRIO\_WHO\_USER}    & \type{uid\_t} & utente\\
3531     \hline
3532   \end{tabular}
3533   \caption{Legenda del valore dell'argomento \param{which} e del tipo
3534     dell'argomento \param{who} delle funzioni \func{ioprio\_get} e
3535     \func{ioprio\_set} per le tre possibili scelte.}
3536   \label{tab:ioprio_args}
3537 \end{table}