Correzioni alle figure e scritto un po' di chroot e tmpnam

[gapil.git] / prochand.tex

\chapter{La gestione dei processi}
\label{cha:process_handling}

Come accennato nell'introduzione in un sistema Unix ogni attività del sistema
viene svolta tramite i processi.  In sostanza i processi costituiscono l'unità
base per l'allocazione e l'uso delle risorse del sistema.

Nel precedente capitolo abbiamo esaminato il funzionamento di un processo come
unità a se stante, in questo esamineremo il funzionamento dei processi
all'interno del sistema. Saranno cioè affrontati i dettagli della creazione e
della distruzione dei processi, della gestione dei loro attributi e privilegi,
e di tutte le funzioni a questo connesse. Infine nella sezione finale
affronteremo alcune problematiche generiche della programmazione in ambiente
multitasking.



\section{Introduzione}
\label{sec:proc_gen}

Inizieremo con una introduzione generale ai concetti che stanno alla base
della gestione dei processi in un sistema unix-like. Introdurremo in questa
sezione l'architettura della gestione dei processi e le sue principali
caratteristiche, dando una panoramica sull'uso delle principali funzioni di
gestione.


\subsection{La gerarchia dei processi}
\label{sec:proc_hierarchy}

A differenza di quanto avviene in altri sistemi (ad esempio nel VMS la
generazione di nuovi processi è un'operazione privilegiata) una delle
caratteristiche di Unix (che esamineremo in dettaglio più avanti) è che
qualunque processo può a sua volta generarne altri, detti processi figli
(\textit{child process}). Ogni processo è identificato presso il sistema da un
numero unico, il cosiddetto \textit{process identifier} o, più brevemente, 
\acr{pid}.

Una seconda caratteristica di un sistema Unix è che la generazione di un
processo è una operazione separata rispetto al lancio di un programma. In
genere la sequenza è sempre quella di creare un nuovo processo, il quale
eseguirà, in un passo successivo, il programma voluto: questo è ad esempio
quello che fa la shell quando mette in esecuzione il programma che gli
indichiamo nella linea di comando.

Una terza caratteristica è che ogni processo è sempre stato generato da un
altro, che viene chiamato processo padre (\textit{parent process}). Questo
vale per tutti i processi, con una sola eccezione: dato che ci deve essere un
punto di partenza esiste un processo speciale (che normalmente è
\cmd{/sbin/init}), che viene lanciato dal kernel alla conclusione della fase
di avvio; essendo questo il primo processo lanciato dal sistema ha sempre il
\acr{pid} uguale a 1 e non è figlio di nessun altro processo.

Ovviamente \cmd{init} è un processo speciale che in genere si occupa di far
partire tutti gli altri processi necessari al funzionamento del sistema,
inoltre \cmd{init} è essenziale per svolgere una serie di compiti
amministrativi nelle operazioni ordinarie del sistema (torneremo su alcuni di
essi in \secref{sec:proc_termination}) e non può mai essere terminato. La
struttura del sistema comunque consente di lanciare al posto di \cmd{init}
qualunque altro programma, e in casi di emergenza (ad esempio se il file di
\cmd{init} si fosse corrotto) è ad esempio possibile lanciare una shell al suo
posto, passando la riga \cmd{init=/bin/sh} come parametro di avvio.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize
\begin{verbatim}
[piccardi@gont piccardi]$ pstree -n 
init-+-keventd
     |-kapm-idled
     |-kreiserfsd
     |-portmap
     |-syslogd
     |-klogd
     |-named
     |-rpc.statd
     |-gpm
     |-inetd
     |-junkbuster
     |-master-+-qmgr
     |        `-pickup
     |-sshd
     |-xfs
     |-cron
     |-bash---startx---xinit-+-XFree86
     |                       `-WindowMaker-+-ssh-agent
     |                                     |-wmtime
     |                                     |-wmmon
     |                                     |-wmmount
     |                                     |-wmppp
     |                                     |-wmcube
     |                                     |-wmmixer
     |                                     |-wmgtemp
     |                                     |-wterm---bash---pstree
     |                                     `-wterm---bash-+-emacs
     |                                                    `-man---pager
     |-5*[getty]
     |-snort
     `-wwwoffled
\end{verbatim} %$
  \caption{L'albero dei processi, così come riportato dal comando
    \cmd{pstree}.}
  \label{fig:proc_tree}
\end{figure}

Dato che tutti i processi attivi nel sistema sono comunque generati da
\cmd{init} o da uno dei suoi figli\footnote{in realtà questo non è del tutto
  vero, in Linux ci sono alcuni processi che pur comparendo come figli di
  init, o con \acr{pid} successivi, sono in realtà generati direttamente dal
  kernel, (come \cmd{keventd}, \cmd{kswapd}, etc.)} si possono classificare i
processi con la relazione padre/figlio in una organizzazione gerarchica ad
albero, in maniera analoga a come i file sono organizzati in un albero di
directory (si veda \secref{sec:file_file_struct}); in \curfig\ si è mostrato il
risultato del comando \cmd{pstree} che permette di mostrare questa struttura,
alla cui base c'è \cmd{init} che è progenitore di tutti gli altri processi.


\subsection{Una panoramica sulle funzioni di gestione}
\label{sec:proc_handling_intro}

I processi vengono creati dalla funzione \func{fork}; in molti unix questa è
una system call, Linux però usa un'altra nomenclatura, e la funzione
\func{fork} è basata a sua volta sulla system call \func{\_\_clone}, che viene
usata anche per generare i \textit{thread}.  Il processo figlio creato dalla
\func{fork} è una copia identica del processo processo padre, ma ha nuovo
\acr{pid} e viene eseguito in maniera indipendente (le differenze fra padre e
figlio sono affrontate in dettaglio in \secref{sec:proc_fork}).

Se si vuole che il processo padre si fermi fino alla conclusione del processo
figlio questo deve essere specificato subito dopo la \func{fork} chiamando la
funzione \func{wait} o la funzione \func{waitpid} (si veda
\secref{sec:proc_wait}); queste funzioni restituiscono anche una informazione
abbastanza limitata (lo stato di terminazione) sulle cause della terminazione
del processo figlio.

Quando un processo ha concluso il suo compito o ha incontrato un errore non
risolvibile esso può essere terminato con la funzione \func{exit} (si veda
quanto discusso in \secref{sec:proc_conclusion}). La vita del processo però
termina solo quando la notifica della sua conclusione viene ricevuta dal
processo padre, a quel punto tutte le risorse allocate nel sistema ad esso
associate vengono rilasciate.

Avere due processi che eseguono esattamente lo stesso codice non è molto
utile, normalmente si genera un secondo processo per affidargli l'esecuzione
di un compito specifico (ad esempio gestire una connessione dopo che questa è
stata stabilita), o fargli eseguire (come fa la shell) un altro programma. Per
quest'ultimo caso si usa la seconda funzione fondamentale per programmazione
coi processi che è la \func{exec}.

Il programma che un processo sta eseguendo si chiama immagine del processo (o
\textit{process image}), le funzioni della famiglia \func{exec} permettono di
caricare un'altro programma da disco sostituendo quest'ultimo all'immagine
corrente; questo fa si che l'immagine precedente venga completamente
cancellata. Questo significa che quando il nuovo programma esce anche il
processo termina, e non si può tornare alla precedente immagine.

Per questo motivo la \func{fork} e la \func{exec} sono funzioni molto
particolari con caratteristiche uniche rispetto a tutte le altre, infatti la
prima ritorna due volte (nel processo padre e nel figlio) mentre la seconda
non ritorna mai (in quanto con essa viene eseguito un altro programma).



\section{La gestione dei processi}
\label{sec:proc_handling}

In questa sezione tratteremo le problematiche della gestione dei processi
all'interno del sistema, illustrandone tutti i dettagli.  Inizieremo con le
funzioni elementari che permettono di leggerne gli identificatori, per poi
passare alla spiegazione delle funzioni fondamentali che si usano per la
creazione e la terminazione dei processi, e per la messa in esecuzione degli
altri programmi.


\subsection{Gli identificatori dei processi}
\label{sec:proc_pid}

Come accennato nell'introduzione ogni processo viene identificato dal sistema
da un numero identificativo unico, il \textit{process id} o \acr{pid};
quest'ultimo è un tipo di dato standard, il \type{pid\_t} che in genere è un
intero con segno (nel caso di Linux e delle \acr{glibc} il tipo usato è \type{int}).

Il \acr{pid} viene assegnato in forma progressiva ogni volta che un nuovo
processo viene creato, fino ad un limite massimo (in genere essendo detto
numero memorizzato in un intero a 16 bit si arriva a 32767) oltre il quale si
riparte dal numero più basso disponibile (FIXME: verificare, non sono sicuro).
Per questo motivo processo il processo di avvio (\cmd{init}) ha sempre il
\acr{pid} uguale a uno. 

Tutti i processi inoltre memorizzano anche il \acr{pid} del genitore da cui
sono stati creati, questo viene chiamato in genere \acr{ppid} (da
\textit{parent process id}).  Questi due identificativi possono essere
ottenuti da programma usando le funzioni:
\begin{functions}
\headdecl{sys/types.h}
\headdecl{unistd.h}
\funcdecl{pid\_t getpid(void)} Restituisce il pid del processo corrente.
\funcdecl{pid\_t getppid(void)} Restituisce il pid del padre del processo
    corrente.

\bodydesc{Entrambe le funzioni non riportano condizioni di errore.}
\end{functions}
\noindent esempi dell'uso di queste funzioni sono riportati in
\figref{fig:proc_fork_code}, nel programma di esempio \file{ForkTest.c}.

Il fatto che il \acr{pid} sia un numero univoco per il sistema lo rende il
candidato ideale per generare ulteriori indicatori associati al processo di
cui diventa possibile garantire l'unicità: ad esempio la funzione
\func{tmpname} (si veda \secref{sec:file_temp_file}) usa il \acr{pid} per
generare un pathname univoco, che non potrà essere replicato da un'altro
processo che usi la stessa funzione. 

Tutti i processi figli dello stesso processo padre sono detti
\textit{sibling}, questa è una delle relazioni usate nel \textsl{controllo di
  sessione}, in cui si raggruppano i processi creati su uno stesso terminale,
o relativi allo stesso login. Torneremo su questo argomento in dettaglio in
\secref{cha:session}, dove esamineremo gli altri identificativi associati ad
un processo e le varie relazioni fra processi utilizzate per definire una
sessione.

Oltre al \acr{pid} e al \acr{ppid}, (e a quelli che vedremo in
\secref{sec:sess_xxx}, relativi al controllo di sessione), ad ogni processo
vengono associati degli altri identificatori che vengono usati per il
controllo di accesso.  Questi servono per determinare se un processo può
eseguire o meno le operazioni richieste, a seconda dei privilegi e
dell'identità di chi lo ha posto in esecuzione; l'argomento è complesso e sarà
affrontato in dettaglio in \secref{sec:proc_perms}.


\subsection{La funzione \func{fork}}
\label{sec:proc_fork}

La funzione \func{fork} è la funzione fondamentale della gestione dei
processi: come si è detto l'unico modo di creare un nuovo processo è
attraverso l'uso di questa funzione, essa quindi riveste un ruolo centrale
tutte le volte che si devono scrivere programmi che usano il multitasking.  Il
prototipo della funzione è:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/types.h} 
  \headdecl{unistd.h} 
  \funcdecl{pid\_t fork(void)} 
  Crea un nuovo processo.
  
  \bodydesc{Restituisce zero al padre e il \acr{pid} al figlio in caso di
    successo, ritorna -1 al padre (senza creare il figlio) in caso di errore;
    \var{errno} può assumere i valori:
  \begin{errlist}
  \item[\macro{EAGAIN}] non ci sono risorse sufficienti per creare un'altro
    processo (per allocare la tabella delle pagine e le strutture del task) o
    si è esaurito il numero di processi disponibili.
  \item[\macro{ENOMEM}] non è stato possibile allocare la memoria per le
    strutture necessarie al kernel per creare il nuovo processo.
  \end{errlist}}
\end{functions}

Dopo il successo dell'esecuzione di una \func{fork} sia il processo padre che
il processo figlio continuano ad essere eseguiti normalmente alla istruzione
seguente la \func{fork}; il processo figlio è però una copia del padre, e
riceve una copia dei segmenti di testo, stack e dati (vedi
\secref{sec:proc_mem_layout}), ed esegue esattamente lo stesso codice del
padre, ma la memoria è copiata, non condivisa\footnote{In generale il segmento
  di testo, che è identico, è condiviso e tenuto in read-only, Linux poi
  utilizza la tecnica del \textit{copy-on-write}, per cui la memoria degli
  altri segmenti viene copiata dal kernel per il nuovo processo solo in caso
  di scrittura, rendendo molto più efficiente il meccanismo della creazione di
  un nuovo processo}, pertanto padre e figlio vedono variabili diverse.

La differenza che si ha nei due processi è che nel processo padre il valore di
ritorno della funzione \func{fork} è il \acr{pid} del processo figlio, mentre
nel figlio è zero; in questo modo il programma può identificare se viene
eseguito dal padre o dal figlio.  Si noti come la funzione \func{fork} ritorni
\textbf{due} volte: una nel padre e una nel figlio. 

La scelta di questi valori di ritorno non è casuale, un processo infatti può
avere più figli, ed il valore di ritorno di \func{fork} è l'unico modo che gli
permette di identificare quello appena creato; al contrario un figlio ha
sempre un solo padre (il cui \acr{pid} può sempre essere ottenuto con
\func{getppid}, vedi \secref{sec:proc_pid}) per cui si usa il valore nullo,
che non è il \acr{pid} di nessun processo.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize
  \begin{lstlisting}{}
#include <errno.h>       /* error definitions and routines */ 
#include <stdlib.h>      /* C standard library */
#include <unistd.h>      /* unix standard library */
#include <stdio.h>       /* standard I/O library */
#include <string.h>      /* string functions */

/* Help printing routine */
void usage(void);

int main(int argc, char *argv[])
{
/* 
 * Variables definition  
 */
    int nchild, i;
    pid_t pid;
    int wait_child  = 0;
    int wait_parent = 0;
    int wait_end    = 0;
    ...        /* handling options */
    nchild = atoi(argv[optind]);
    printf("Test for forking %d child\n", nchild);
    /* loop to fork children */
    for (i=0; i<nchild; i++) {
        if ( (pid = fork()) < 0) { 
            /* on error exit */ 
            printf("Error on %d child creation, %s\n", i+1, strerror(errno));
            exit(-1); 
        }
        if (pid == 0) {   /* child */
            printf("Child %d successfully executing\n", ++i);
            if (wait_child) sleep(wait_child);
            printf("Child %d, parent %d, exiting\n", i, getppid());
            exit(0);
        } else {          /* parent */
            printf("Spawned %d child, pid %d \n", i+1, pid);
            if (wait_parent) sleep(wait_parent);
            printf("Go to next child \n");
        }
    }
    /* normal exit */
    if (wait_end) sleep(wait_end);
    return 0;
}
  \end{lstlisting}
  \caption{Esempio di codice per la creazione di nuovi processi.}
  \label{fig:proc_fork_code}
\end{figure}

Normalmente la chiamata a \func{fork} può fallire solo per due ragioni, o ci
sono già troppi processi nel sistema (il che di solito è sintomo che
qualcos'altro non sta andando per il verso giusto) o si è ecceduto il limite
sul numero totale di processi permessi all'utente (vedi \secref{sec:sys_xxx}).

L'uso di \func{fork} avviene secondo due modalità principali; la prima è
quella in cui all'interno di un programma si creano processi figli per
affidargli l'esecuzione di una certa sezione di codice, mentre il processo
padre ne esegue un'altra. È il caso tipico dei server di rete in cui il padre
riceve ed accetta le richieste da parte dei client, per ciascuna delle quali
pone in esecuzione un figlio che è incaricato di fornire il servizio.

La seconda modalità è quella in cui il processo vuole eseguire un altro
programma; questo è ad esempio il caso della shell. In questo caso il processo
crea un figlio la cui unica operazione è quella fare una \func{exec} (di cui
parleremo in \secref{sec:proc_exec}) subito dopo la \func{fork}.

Alcuni sistemi operativi (il VMS ad esempio) combinano le operazioni di questa
seconda modalità (una \func{fork} seguita da una \func{exec}) in un'unica
operazione che viene chiamata \textit{spawn}. Nei sistemi unix-like è stato
scelto di mantenere questa separazione, dato che, come per la prima modalità
d'uso, esistono numerosi scenari in cui si può usare una \func{fork} senza
aver bisogno di eseguire una \func{exec}. Inoltre, anche nel caso della
seconda modalità di uso, avere le due funzioni separate permette al figlio di
cambiare gli attributi del processo (maschera dei segnali, redirezione
dell'output, \textit{user id}) prima della \func{exec}, rendendo così
relativamente facile intervenire sulle le modalità di esecuzione del nuovo
programma.

In \curfig\ si è riportato il corpo del codice del programma di esempio
\cmd{forktest}, che ci permette di illustrare molte caratteristiche dell'uso
della funzione \func{fork}. Il programma permette di creare un numero di figli
specificato a linea di comando, e prende anche alcune opzioni per indicare
degli eventuali tempi di attesa in secondi (eseguiti tramite la funzione
\func{sleep}) per il padre ed il figlio (con \cmd{forktest -h} si ottiene la
descrizione delle opzioni); il codice completo, compresa la parte che gestisce
le opzioni a riga di comando, è disponibile nel file \file{ForkTest.c}.

Decifrato il numero di figli da creare, il ciclo principale del programma
(\texttt{\small 28--40}) esegue in successione la creazione dei processi figli
controllando il successo della chiamata a \func{fork} (\texttt{\small
  29--31}); ciascun figlio (\texttt{\small 29--31}) si limita a stampare il
suo numero di successione, eventualmente attendere il numero di secondi
specificato e scrivere un messaggio prima di uscire. Il processo padre invece
(\texttt{\small 29--31}) stampa un messaggio di creazione, eventualmente
attende il numero di secondi specificato, e procede nell'esecuzione del ciclo;
alla conclusione del ciclo, prima di uscire, può essere specificato un altro
periodo di attesa.

Se eseguiamo il comando senza specificare attese (come si può notare in
\texttt{\small 17--19} i valori di default specificano di non attendere),
otterremo come output sul terminale:

\footnotesize
\begin{verbatim}
[piccardi@selidor sources]$ ./forktest 3
Process 1963: forking 3 child
Spawned 1 child, pid 1964 
Child 1 successfully executing
Child 1, parent 1963, exiting
Go to next child 
Spawned 2 child, pid 1965 
Child 2 successfully executing
Child 2, parent 1963, exiting
Go to next child 
Child 3 successfully executing
Child 3, parent 1963, exiting
Spawned 3 child, pid 1966 
Go to next child 
\end{verbatim} %$
\normalsize

Esaminiamo questo risultato: una prima conclusione che si può trarre è non si
può dire quale processo fra il padre ed il figlio venga eseguito per
primo\footnote{anche se nel kernel 2.4.x era stato introdotto un meccanismo
  che metteva in esecuzione sempre il xxx per primo (TODO recuperare le
  informazioni esatte)} dopo la chiamata a \func{fork}; dall'esempio si può
notare infatti come nei primi due cicli sia stato eseguito per primo il padre
(con la stampa del \acr{pid} del nuovo processo) per poi passare
all'esecuzione del figlio (completata con i due avvisi di esecuzione ed
uscita), e tornare all'esecuzione del padre (con la stampa del passaggio al
ciclo successivo), mentre la terza volta è stato prima eseguito il figlio
(fino alla conclusione) e poi il padre.

In generale l'ordine di esecuzione dipenderà, oltre che dall'algoritmo di
scheduling usato dal kernel, dalla particolare situazione in si trova la
macchina al momento della chiamata, risultando del tutto impredicibile.
Eseguendo più volte il programma di prova e producendo un numero diverso di
figli, si sono ottenute situazioni completamente diverse, compreso il caso in
cui il processo padre ha eseguito più di una \func{fork} prima che uno dei
figli venisse messo in esecuzione.

Pertanto non si può fare nessuna assunzione sulla sequenza di esecuzione delle
istruzioni del codice fra padre e figli, nè sull'ordine in cui questi potranno
essere messi in esecuzione, e se è necessaria una qualche forma di precedenza
occorrerà provvedere ad espliciti meccanismi di sincronizzazione, pena il
rischio di incorrere nelle cosiddette \textit{race condition} \index{race
  condition} (vedi \secref{sec:proc_race_cond}.

Si noti inoltre che essendo i segmenti di memoria utilizzati dai singoli
processi completamente separati, le modifiche delle variabili nei processi
figli (come l'incremento di \var{i} in \texttt{\small 33}) sono visibili solo
a loro, e non hanno alcun effetto sul valore che le stesse variabili hanno nel
processo padre (ed in eventuali altri processi figli che eseguano lo stesso
codice).

Un secondo aspetto molto importante nella creazione dei processi figli è
quello dell'interazione dei vari processi con i file; per illustrarlo meglio
proviamo a redirigere su un file l'output del nostro programma di test, quello
che otterremo è:

\footnotesize
\begin{verbatim}
[piccardi@selidor sources]$ ./forktest 3 > output
[piccardi@selidor sources]$ cat output
Process 1967: forking 3 child
Child 1 successfully executing
Child 1, parent 1967, exiting
Test for forking 3 child
Spawned 1 child, pid 1968 
Go to next child 
Child 2 successfully executing
Child 2, parent 1967, exiting
Test for forking 3 child
Spawned 1 child, pid 1968 
Go to next child 
Spawned 2 child, pid 1969 
Go to next child 
Child 3 successfully executing
Child 3, parent 1967, exiting
Test for forking 3 child
Spawned 1 child, pid 1968 
Go to next child 
Spawned 2 child, pid 1969 
Go to next child 
Spawned 3 child, pid 1970 
Go to next child 
\end{verbatim}
\normalsize
che come si vede è completamente diverso da quanto ottenevamo sul terminale.

Il comportamento delle varie funzioni di interfaccia con i file è analizzato
in gran dettaglio in \capref{cha:file_unix_interface} e in
\secref{cha:files_std_interface}. Qui basta accennare che si sono usate le
funzioni standard della libreria del C che prevedono l'output bufferizzato; e
questa bufferizzazione (di veda \secref{sec:file_buffering}) varia a seconda
che si tratti di un file su disco (in cui il buffer viene scaricato su disco
solo quando necessario) o di un terminale (nel qual caso il buffer viene
scaricato ad ogni carattere di a capo).

Nel primo esempio allora avevamo che ad ogni chiamata a \func{printf} il
buffer veniva scaricato, e le singole righe erano stampate a video subito dopo
l'esecuzione della \func{printf}. Ma con la redirezione su file la scrittura
non avviene più alla fine di ogni riga e l'output resta nel buffer. Per questo
motivo, dato che ogni figlio riceve una copia della memoria del padre, esso
riceverà anche quanto c'è nel buffer delle funzioni di I/O, comprese le linee
scritte dal padre fino allora. Così quando all'uscita del figlio il buffer
viene scritto su disco, troveremo nel file anche tutto quello che il processo
padre aveva scritto prima della sua creazione.  E solo alla fine del file,
dato che in questo caso il padre esce per ultimo, troveremo anche l'output del
padre.

Ma l'esempio ci mostra un'altro aspetto fondamentale dell'interazione con i
file, che era valido anche per l'esempio precedente, ma meno evidente; il
fatto cioè che non solo processi diversi possono scrivere in contemporanea
sullo stesso file (l'argomento della condivisione dei file in unix è trattato
in dettaglio in \secref{sec:file_sharing}), ma anche che, a differenza di
quanto avviene per le variabili, la posizione corrente sul file è condivisa 
fra il padre e tutti i processi figli. 

Quello che succede è che quando lo standard output del padre viene rediretto,
lo stesso avviene anche per tutti i figli; la funzione \func{fork} infatti ha
la caratteristica di duplicare (allo stesso modo in cui lo fa la funzione
\func{dup}, trattata in \secref{sec:file_dup}) nei figli tutti i file
descriptor aperti nel padre, il che comporta che padre e figli condividono le
stesse voci della \textit{file table} (per la spiegazione di questi termini si
veda \secref{sec:file_sharing}) e fra cui c'è anche la posizione corrente nel
file.

In questo modo se un processo scrive sul file aggiornerà la posizione corrente
sulla \textit{file table}, e tutti gli altri processi, che vedono la stessa
\textit{file table}, vedranno il nuovo valore. In questo modo si evita, in
casi come quello appena mostrato in cui diversi processi scrivono sullo stesso
file, che l'output successivo di un processo vada a sovrapporsi a quello dei
precedenti: l'output potrà risultare mescolato, ma non ci saranno parti
perdute per via di una sovrascrittura.

Questo tipo di comportamento è essenziale in tutti quei casi in cui il padre
crea un figlio e attende la sua conclusione per proseguire, ed entrambi
scrivono sullo stesso file (un caso tipico è la shell quando lancia un
programma, il cui output va sullo standard output). 

In questo modo, anche se l'output viene rediretto, il padre potrà sempre
continuare a scrivere in coda a quanto scritto dal figlio in maniera
automatica; se così non fosse ottenere questo comportamento sarebbe
estremamente complesso necessitando di una qualche forma di comunicazione fra
i due processi per far riprendere al padre la scrittura al punto giusto.

In generale comunque non è buona norma far scrivere più processi sullo stesso
file senza una qualche forma di sincronizzazione in quanto, come visto anche
con il nostro esempio, le varie scritture risulteranno mescolate fra loro in
una sequenza impredicibile. Per questo le modalità con cui in genere si usano
i file dopo una \func{fork} sono sostanzialmente due:
\begin{enumerate}
\item Il processo padre aspetta la conclusione del figlio. In questo caso non
  è necessaria nessuna azione riguardo ai file, in quanto la sincronizzazione
  della posizione corrente dopo eventuali operazioni di lettura e scrittura
  effettuate dal figlio è automatica.
\item L'esecuzione di padre e figlio procede indipendentemente. In questo caso
  ciascuno dei due processi deve chiudere i file che non gli servono una volta
  che la \func{fork} è stata eseguita, per evitare ogni forma di interferenza.
\end{enumerate}

Oltre ai file aperti i processi figli ereditano dal padre una serie di altre
proprietà; la lista dettagliata delle proprietà che padre e figlio hanno in
comune dopo l'esecuzione di una \func{fork} è la seguente:
\begin{itemize*}
\item i file aperti e gli eventuali flag di \textit{close-on-exec} settati
  (vedi \secref{sec:proc_exec} e \secref{sec:file_fcntl}).
\item gli identificatori per il controllo di accesso: il \textit{real user
    id}, il \textit{real group id}, l'\textit{effective user id},
  l'\textit{effective group id} ed i \textit{supplementary group id} (vedi
  \secref{sec:proc_user_group}).
\item gli identificatori per il controllo di sessione: il \textit{process
    group id} e il \textit{session id} ed il terminale di controllo (vedi
  \secref{sec:sess_xxx} e \secref{sec:sess_xxx}).
\item i flag di \acr{suid} e \acr{sgid} (vedi \secref{sec:file_suid_sgid}).
\item la directory di lavoro e la directory radice (vedi
  \secref{sec:file_work_dir} e \secref{sec:file_chroot}).
\item la maschera dei permessi di creazione (vedi \secref{sec:file_umask}).
\item la maschera dei segnali bloccati e le azioni installate  (vedi
\secref{sec:sig_xxx}).
\item i segmenti di memoria condivisa agganciati al processo (vedi
\secref{sec:ipc_xxx}). 
\item i limiti sulle risorse (vedi \secref{sec:sys_xxx}).
\item le variabili di ambiente (vedi \secref{sec:proc_environ}).
\end{itemize*}
le differenze fra padre e figlio dopo la \func{fork} invece sono:
\begin{itemize*}
\item il valore di ritorno di \func{fork}.
\item il \textit{process id}. 
\item il \textit{parent process id} (quello del figlio viene settato al
  \acr{pid} del padre).
\item i valori dei tempi di esecuzione (vedi \secref{sec:sys_xxx}) che
  nel figlio sono posti a zero.
\item i \textit{file lock} (vedi \secref{sec:file_locking}), che non
  vengono ereditati dal figlio.
\item gli allarmi ed i segnali pendenti (vedi \secref{sec:sig_xxx}), che per il figlio vengono cancellati.
\end{itemize*}


\subsection{La funzione \func{vfork}}
\label{sec:proc_vfork}

La funzione \func{vfork} è esattamente identica a \func{fork} ed ha la stessa
semantica e gli stessi errori; la sola differenza è che non viene creata la
tabella delle pagine né la struttura dei task per il nuovo processo. Il
processo padre è posto in attesa fintanto che il figlio non ha eseguito una
\func{execve} o non è uscito con una \func{\_exit}. Il figlio condivide la
memoria del padre (e modifiche possono avere effetti imprevedibili) e non deve
ritornare o uscire con \func{exit} ma usare esplicitamente \func{\_exit}.

Questa funzione è un rimasuglio dei vecchi tempi in cui eseguire una
\func{fork} comportava anche la copia completa del segmento dati del processo
padre, che costituiva un inutile appesantimento in tutti quei casi in cui la
\func{fork} veniva fatto solo per poi eseguire una \func{exec}. La funzione
venne introdotta in BSD per migliorare le prestazioni.

Dato che Linux supporta il \textit{copy on write} la perdita di prestazioni è
assolutamente trascurabile, e l'uso di questa funzione (che resta un caso
speciale della funzione \func{clone}), è deprecato; per questo eviteremo di
trattarla ulteriormente.


\subsection{La conclusione di un processo.}
\label{sec:proc_termination}

In \secref{sec:proc_conclusion} abbiamo già affrontato le modalità con cui
chiudere un programma, ma dal punto di vista del programma stesso; avendo a
che fare con un sistema multitasking occorre adesso affrontare l'argomento dal
punto di vista generale di come il sistema gestisce la conclusione dei
processi.

Abbiamo già visto in \secref{sec:proc_conclusion} le tre modalità con cui un
programma viene terminato in maniera normale: la chiamata di \func{exit} (che
esegue le funzioni registrate per l'uscita e chiude gli stream), il ritorno
dalla funzione \func{main} (equivalente alla chiamata di \func{exit}), e la
chiamata ad \func{\_exit} (che passa direttamente alle operazioni di
terminazione del processo da parte del kernel).

Ma oltre alla conclusione normale abbiamo accennato che esistono anche delle
modalità di conclusione anomala; queste sono in sostanza due: il programma può
chiamare la funzione \func{abort} per invocare una chiusura anomala, o essere
terminato da un segnale.  In realtà anche la prima modalità si riconduce alla
seconda, dato che \func{abort} si limita a generare il segnale
\macro{SIGABRT}.

Qualunque sia la modalità di conclusione di un processo, il kernel esegue
comunque una serie di operazioni: chiude tutti i file aperti, rilascia la
memoria che stava usando, e così via; l'elenco completo delle operazioni
eseguite alla chiusura di un processo è il seguente:
\begin{itemize*}
\item tutti i file descriptor sono chiusi.
\item viene memorizzato lo stato di terminazione del processo.
\item ad ogni processo figlio viene assegnato un nuovo padre (in genere
  \cmd{init}).
\item viene inviato il segnale \macro{SIGCHLD} al processo padre (vedi
  \secref{sec:sig_xxx}).
\item se il processo è un leader di sessione viene mandato un segnale di
  \macro{SIGHUP} a tutti i processi in background e il terminale di
  controllo viene disconnesso (vedi \secref{sec:sess_xxx}).
\item se la conclusione di un processo rende orfano un \textit{process
    group} ciascun membro del gruppo viene bloccato, e poi gli vengono
  inviati in successione i segnali \macro{SIGHUP} e \macro{SIGCONT}
  (vedi \secref{sec:sess_xxx}).
\end{itemize*}
ma al di la di queste operazioni è necessario poter disporre di un meccanismo
ulteriore che consenta di sapere come questa terminazione è avvenuta; dato che
in un sistema unix-like tutto viene gestito attraverso i processi il
meccanismo scelto consiste nel riportare lo stato di terminazione (il
cosiddetto \textit{termination status}) al processo padre.

Nel caso di conclusione normale, abbiamo visto in \secref{sec:proc_conclusion}
che lo stato di uscita del processo viene caratterizzato tramite il valore del
cosiddetto \textit{exit status}, cioè il valore passato alle funzioni
\func{exit} o \func{\_exit} (o dal valore di ritorno per \func{main}).  Ma se
il processo viene concluso in maniera anomala il programma non può specificare
nessun \textit{exit status}, ed è il kernel che deve generare autonomamente il
\textit{termination status} per indicare le ragioni della conclusione anomala.

Si noti la distinzione fra \textit{exit status} e \textit{termination status}:
quello che contraddistingue lo stato di chiusura del processo e viene
riportato attraverso le funzioni \func{wait} o \func{waitpid} (vedi
\secref{sec:proc_wait}) è sempre quest'ultimo; in caso di conclusione normale
il kernel usa il primo (nel codice eseguito da \func{\_exit}) per produrre il
secondo.

La scelta di riportare al padre lo stato di terminazione dei figli, pur
essendo l'unica possibile, comporta comunque alcune complicazioni: infatti se
alla sua creazione è scontato che ogni nuovo processo ha un padre, non è detto
che sia così alla sua conclusione, dato che il padre potrebbe essere già
terminato (si potrebbe avere cioè quello che si chiama un processo
\textsl{orfano}). 

Questa complicazione viene superata facendo in modo che il processo figlio
venga \textsl{adottato} da \cmd{init}: come già accennato quando un processo
termina il kernel controlla se è il padre di altri processi in esecuzione: in
caso positivo allora il \acr{ppid} di tutti questi processi viene sostituito
con il \acr{pid} di \cmd{init} (e cioè con 1); in questo modo ogni processo
avrà sempre un padre (nel caso \textsl{adottivo}) cui riportare il suo stato
di terminazione.  Come verifica di questo comportamento possiamo eseguire il
comando \cmd{forktest} imponendo a ciascun processo figlio due
secondi di attesa prima di uscire, il risultato è:

\footnotesize
\begin{verbatim}
[piccardi@selidor sources]$ ./forktest -c2 3
Process 1972: forking 3 child
Spawned 1 child, pid 1973 
Child 1 successfully executing
Go to next child 
Spawned 2 child, pid 1974 
Child 2 successfully executing
Go to next child 
Child 3 successfully executing
Spawned 3 child, pid 1975 
Go to next child 
[piccardi@selidor sources]$ Child 3, parent 1, exiting
Child 2, parent 1, exiting
Child 1, parent 1, exiting
\end{verbatim}
\normalsize
come si può notare in questo caso il processo padre si conclude prima dei
figli, tornando alla shell, che stampa il prompt sul terminale: circa due
secondi dopo viene stampato a video anche l'output dei tre figli che
terminano, e come si può notare in questo caso, al contrario di quanto visto
in precedenza, essi riportano 1 come \acr{ppid}.

Altrettanto rilevante è il caso in cui il figlio termina prima del padre,
perché non è detto che il padre possa ricevere immediatamente lo stato di
terminazione, quindi il kernel deve comunque conservare una certa quantità di
informazioni riguardo ai processi che sta terminando.

Questo viene fatto mantenendo attiva la voce nella tabella dei processi, e
memorizzando alcuni dati essenziali, come il \acr{pid}, i tempi di CPU usati
dal processo (vedi \secref{sec:sys_unix_time}) e lo stato di
terminazione\footnote{NdA verificare esattamente cosa c'è!}, mentre la memoria
in uso ed i file aperti vengono rilasciati immediatamente. I processi che sono
terminati, ma il cui stato di terminazione non è stato ancora ricevuto dal
padre sono chiamati \textit{zombie}, essi restano presenti nella tabella dei
processi ed in genere possono essere identificati dall'output di \cmd{ps} per
la presenza di una \texttt{Z} nella colonna che ne indica lo stato. Quando il
padre effettuerà la lettura dello stato di uscita anche questa informazione,
non più necessaria, verrà scartata e la terminazione potrà dirsi completamente
conclusa.

Possiamo utilizzare il nostro programma di prova per analizzare anche questa
condizione: lanciamo il comando \cmd{forktest} in background, indicando al
processo padre di aspettare 10 secondi prima di uscire; in questo caso, usando
\cmd{ps} sullo stesso terminale (prima dello scadere dei 10 secondi)
otterremo:

\footnotesize
\begin{verbatim}
[piccardi@selidor sources]$ ps T
  PID TTY      STAT   TIME COMMAND
  419 pts/0    S      0:00 bash
  568 pts/0    S      0:00 ./forktest -e10 3
  569 pts/0    Z      0:00 [forktest <defunct>]
  570 pts/0    Z      0:00 [forktest <defunct>]
  571 pts/0    Z      0:00 [forktest <defunct>]
  572 pts/0    R      0:00 ps T
\end{verbatim} %$
\normalsize 
e come si vede, dato che non si è fatto nulla per riceverne lo stato di
terminazione, i tre processi figli sono ancora presenti pur essendosi
conclusi, con lo stato di zombie e l'indicazione che sono stati terminati.

La possibilità di avere degli zombie deve essere tenuta sempre presente quando
si scrive un programma che deve essere mantenuto in esecuzione a lungo e
creare molti figli. In questo caso si deve sempre avere cura di far leggere
l'eventuale stato di uscita di tutti i figli (in genere questo si fa
attraverso un apposito \textit{signal handler}, che chiama la funzione
\func{wait}, vedi \secref{sec:sig_xxx} e \secref{sec:proc_wait}). Questa
operazione è necessaria perché anche se gli \textit{zombie} non consumano
risorse di memoria o processore, occupano comunque una voce nella tabella dei
processi, che a lungo andare potrebbe esaurirsi.

Si noti che quando un processo adottato da \cmd{init} termina, esso non
diviene uno \textit{zombie}; questo perché una delle funzioni di \cmd{init} è
appunto quella di chiamare la funzione \func{wait} per i processi cui fa da
padre, completandone la terminazione. Questo è quanto avviene anche quando,
come nel caso del precedente esempio con \cmd{forktest}, il padre termina con
dei figli in stato di zombie: alla sua terminazione infatti tutti i suoi figli
vengono ereditati (compresi gli zombie) verranno adottati da \cmd{init}, il
quale provvederà a completarne la terminazione.

Si tenga presente infine che siccome gli zombie sono processi già usciti, non
c'è modo di eliminarli con il comando \cmd{kill}; l'unica possibilità è quella
di terminare il processo che li ha generati, in modo che \cmd{init} possa
adottarli e provvedere a concludere la terminazione.


\subsection{Le funzioni \func{wait} e  \func{waitpid}}
\label{sec:proc_wait}

Abbiamo già accennato come uno degli usi possibili delle capacità multitasking
di un sistema unix-like consista nella creazione di programmi di tipo server,
in cui un processo principale attende le richieste che vengono poi soddisfatte
creando una serie di processi figli. Si è già sottolineato al paragrafo
precedente come in questo caso diventi necessario gestire esplicitamente la
conclusione dei vari processi figli onde evitare di riempire di
\textit{zombie} la tabella dei processi; le funzioni deputate a questo compito
sono sostanzialmente due, \func{wait} e \func{waitpid}. La prima, il cui
prototipo è:
\begin{functions}
\headdecl{sys/types.h}
\headdecl{sys/wait.h}
\funcdecl{pid\_t wait(int *status)} 

Sospende il processo corrente finché un figlio non è uscito, o finché un
segnale termina il processo o chiama una funzione di gestione. 

\bodydesc{
La funzione restituisce il \acr{pid} del figlio in caso di successo e -1 in
caso di errore; \var{errno} può assumere i valori:
  \begin{errlist}
  \item[\macro{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
  \end{errlist}
}
\end{functions}
\noindent
è presente fin dalle prime versioni di unix; la funzione ritorna non appena un
processo figlio termina. Se un figlio è già terminato la funzione ritorna
immediatamente.

Al ritorno lo stato di termininazione del processo viene salvato nella
variabile puntata da \var{status} e tutte le informazioni relative al
processo (vedi \secref{sec:proc_termination}) vengono rilasciate.  Nel
caso un processo abbia più figli il valore di ritorno permette di
identificare qual'è quello che è uscito.

Questa funzione ha il difetto di essere poco flessibile, in quanto
ritorna all'uscita di un figlio qualunque. Nelle occasioni in cui è
necessario attendere la conclusione di un processo specifico occorre
predisporre un meccanismo che tenga conto dei processi già terminati, e
provveda a ripetere la chiamata alla funzione nel caso il processo
cercato sia ancora attivo.

Per questo motivo lo standard POSIX.1 ha introdotto la funzione \func{waitpid}
che effettua lo stesso servizio, ma dispone di una serie di funzionalità più
ampie, legate anche al controllo di sessione.  Dato che è possibile ottenere
lo stesso comportamento di \func{wait} si consiglia di utilizzare sempre
questa funzione, il cui prototipo è:
\begin{functions}
\headdecl{sys/types.h}
\headdecl{sys/wait.h}
\funcdecl{pid\_t waitpid(pid\_t pid, int *status, int options)} 
Attende la conclusione di un processo figlio.

\bodydesc{La funzione restituisce il \acr{pid} del processo che è uscito, 0 se
  è stata specificata l'opzione \macro{WNOHANG} e il processo non è uscito e
  -1 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
  \begin{errlist}
  \item[\macro{EINTR}] se non è stata specificata l'opzione \macro{WNOHANG} e
    la funzione è stata interrotta da un segnale.
  \item[\macro{ECHILD}] il processo specificato da \var{pid} non esiste o non è
    figlio del processo chiamante.
  \end{errlist}}
\end{functions}

Le differenze principali fra le due funzioni sono che \func{wait} si blocca
sempre fino a che un processo figlio non termina, mentre \func{waitpid} ha la
possibilità si specificare un'opzione \macro{WNOHANG} che ne previene il
blocco; inoltre \func{waitpid} può specificare quale processo attendere sulla
base del valore specificato tramite la variabile \var{pid}, secondo lo
specchietto riportato in \ntab:
\begin{table}[!htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|c|p{10cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Significato}\\
    \hline
    \hline
    $<-1$& attende per un figlio il cui \textit{process group} è uguale al
    valore assoluto di \var{pid}. \\
    $-1$ & attende per un figlio qualsiasi, usata in questa maniera è
    equivalente a \func{wait}.\\ 
    $0$  & attende per un figlio il cui \textit{process group} è uguale a
    quello del processo chiamante. \\
    $>0$ & attende per un figlio il cui \acr{pid} è uguale al
    valore di \var{pid}.\\
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Significato dei valori del parametro \var{pid} della funzione
    \func{waitpid}.}
  \label{tab:proc_waidpid_pid}
\end{table}

Il comportamento di \func{waitpid} può essere modificato passando delle
opportune opzioni tramite la variabile \var{option}. I valori possibili sono
il già citato \macro{WNOHANG}, che previene il blocco della funzione quando il
processo figlio non è terminato, e \macro{WUNTRACED} (usata per il controllo
di sessione, trattato in \capref{cha:session}) che fa ritornare la funzione
anche per i processi figli che sono bloccati ed il cui stato non è stato
ancora riportato al padre. Il valore dell'opzione deve essere specificato come
maschera binaria ottenuta con l'OR delle suddette costanti con zero.

La terminazione di un processo figlio è chiaramente un evento asincrono
rispetto all'esecuzione di un programma e può avvenire in un qualunque
momento, per questo motivo, come si è visto nella sezione precedente, una
delle azioni prese dal kernel alla conclusione di un processo è quella di
mandare un segnale di \macro{SIGCHLD} al padre. Questo segnale viene ignorato
di default, ma costituisce il meccanismo di comunicazione asincrona con cui il
kernel avverte un processo padre che uno dei suoi figli è terminato.

In genere in un programma non si vuole essere forzati ad attendere la
conclusione di un processo per proseguire, specie se tutto questo serve solo
per leggerne lo stato di chiusura (ed evitare la presenza di \textit{zombie}),
per questo la modalità più usata per chiamare queste funzioni è quella di
utilizzarle all'interno di un \textit{signal handler} (torneremo sui segnali e
su come gestire \macro{SIGCHLD} in \secref{sec:sig_sigwait_xxx}) nel qual
caso, dato che il segnale è generato dalla terminazione un figlio, avremo la
certezza che la chiamata a \func{wait} non si bloccherà.

\begin{table}[!htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|c|p{10cm}|}
    \hline
    \textbf{Macro} & \textbf{Descrizione}\\
    \hline
    \hline
    \macro{WIFEXITED(s)}   & Condizione vera (valore non nullo) per un processo
    figlio che sia terminato normalmente. \\
    \macro{WEXITSTATUS(s)} & Restituisce gli otto bit meno significativi dello
    stato di uscita del processo (passato attraverso \func{\_exit}, \func{exit}
    o come valore di ritorno di \func{main}). Può essere valutata solo se
    \macro{WIFEXITED} ha restituito un valore non nullo.\\
    \macro{WIFSIGNALED(s)} & Vera se il processo figlio è terminato
    in maniera anomala a causa di un segnale che non è stato catturato (vedi
    \secref{sec:sig_notification}).\\
    \macro{WTERMSIG(s)}    & restituisce il numero del segnale che ha causato
    la terminazione anomala del processo.  Può essere valutata solo se
    \macro{WIFSIGNALED} ha restituito un valore non nullo.\\
    \macro{WCOREDUMP(s)}   & Vera se il processo terminato ha generato un
    file si \textit{core dump}. Può essere valutata solo se
    \macro{WIFSIGNALED} ha restituito un valore non nullo\footnote{questa
    macro non è definita dallo standard POSIX.1, ma è presente come estensione
    sia in Linux che in altri unix}.\\
    \macro{WIFSTOPPED(s)}  & Vera se il processo che ha causato il ritorno di
    \func{waitpid} è bloccato. L'uso è possibile solo avendo specificato
    l'opzione \macro{WUNTRACED}. \\
    \macro{WSTOPSIG(s)}    & restituisce il numero del segnale che ha bloccato
    il processo, Può essere valutata solo se \macro{WIFSTOPPED} ha
    restituito un valore non nullo. \\
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Descrizione delle varie macro di preprocessore utilizzabili per 
    verificare lo stato di terminazione \var{s} di un processo.}
  \label{tab:proc_status_macro}
\end{table}

Entrambe le funzioni di attesa restituiscono lo stato di terminazione del
processo tramite il puntatore \var{status} (se non interessa memorizzare lo
stato si può passare un puntatore nullo). Il valore restituito da entrambe le
funzioni dipende dall'implementazione, e tradizionalmente alcuni bit sono
riservati per memorizzare lo stato di uscita (in genere 8) altri per indicare
il segnale che ha causato la terminazione (in caso di conclusione anomala),
uno per indicare se è stato generato un core file, ecc\footnote{le
  definizioni esatte si possono trovare in \file{<bits/waitstatus.h} ma questo
  file non deve mai essere usato direttamente, esso viene incluso attraverso
  \file{<sys/wait.h>}}.  Lo standard POSIX.1 definisce una serie di macro di
preprocessore da usare per analizzare lo stato di uscita; esse sono definite
sempre in \file{<sys/wait.h>} ed elencate in \curtab\ (si tenga presente che
queste macro prendono come parametro la variabile di tipo \type{int} puntata
da \var{status}).

Si tenga conto che nel caso di conclusione anomala il valore restituito da
\macro{WTERMSIG} può essere controllato contro le costanti definite in
\file{signal.h} ed elencate in \tabref{tab:sig_signal_list}, e stampato usando
le apposite funzioni trattate in \secref{sec:sig_strsignal}.


\subsection{Le funzioni \func{wait3} e \func{wait4}}
\label{sec:proc_wait4}

Linux, seguendo una estensione di BSD, supporta altre due funzioni per la
lettura dello stato di terminazione di un processo, analoghe a \func{wait} e
\func{waitpid}, ma che prevedono un ulteriore parametro attraverso il quale il
kernel può restituire al padre informazioni sulle risorse usate dal processo
terminato e dai vari figli.  Queste funzioni, che diventano accessibili
definendo la costante \macro{\_USE\_BSD}, sono:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/times.h} 
  \headdecl{sys/types.h} 
  \headdecl{sys/wait.h}        
  \headdecl{sys/resource.h}
  \funcdecl{pid\_t wait4(pid\_t pid, int * status, int options, struct rusage
    * rusage)} 
  È identica a \func{waitpid} sia per comportamento che per i
  valori dei parametri, ma restituisce in \param{rusage} un sommario delle
  risorse usate dal processo (per i dettagli vedi \secref{sec:sys_xxx})

  \funcdecl{pid\_t wait3(int *status, int options, struct rusage *rusage)}
  Prima versione, equivalente a \code{wait4(-1, \&status, opt, rusage)} è
  ormai deprecata in favore di \func{wait4}.
\end{functions}
\noindent 
la struttura \type{rusage} è definita in \file{sys/resource.h}, e viene
utilizzata anche dalla funzione \func{getrusage} per ottenere le risorse di
sistema usate dal processo; la sua definizione è riportata in \nfig.
\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize
  \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \begin{lstlisting}[labelstep=0,frame=,indent=1cm]{}
struct rusage {
     struct timeval ru_utime; /* user time used */
     struct timeval ru_stime; /* system time used */
     long ru_maxrss;          /* maximum resident set size */
     long ru_ixrss;           /* integral shared memory size */
     long ru_idrss;           /* integral unshared data size */
     long ru_isrss;           /* integral unshared stack size */
     long ru_minflt;          /* page reclaims */
     long ru_majflt;          /* page faults */
     long ru_nswap;           /* swaps */
     long ru_inblock;         /* block input operations */
     long ru_oublock;         /* block output operations */
     long ru_msgsnd;          /* messages sent */
     long ru_msgrcv;          /* messages received */
     long ru_nsignals;   ;    /* signals received */
     long ru_nvcsw;           /* voluntary context switches */
     long ru_nivcsw;          /* involuntary context switches */
};
    \end{lstlisting}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{La struttura \var{rusage} per la lettura delle informazioni dei 
    delle risorse usate da un processo.}
  \label{fig:proc_rusage_struct}
\end{figure}

In genere includere esplicitamente \file{<sys/time.h>} non è più
necessario, ma aumenta la portabilità, e serve in caso si debba accedere
ai campi di \var{rusage} definiti come \type{struct timeval}. La
struttura è ripresa da BSD 4.3, attualmente (con il kernel 2.4.x) i soli
campi che sono mantenuti sono: \var{ru\_utime}, \var{ru\_stime},
\var{ru\_minflt}, \var{ru\_majflt}, e \var{ru\_nswap}.


\subsection{Le funzioni \func{exec}}
\label{sec:proc_exec}

Abbiamo già detto che una delle modalità principali con cui si utilizzano i
processi in Unix è quella di usarli per lanciare nuovi programmi: questo viene
fatto attraverso una delle funzioni della famiglia \func{exec}. Quando un
processo chiama una di queste funzioni esso viene completamente sostituito dal
nuovo programma; il \acr{pid} del processo non cambia, dato che non viene
creato un nuovo processo, la funzione semplicemente rimpiazza lo stack, lo
heap, i dati ed il testo del processo corrente con un nuovo programma letto da
disco. 

Ci sono sei diverse versioni di \func{exec} (per questo la si è chiamata
famiglia di funzioni) che possono essere usate per questo compito, in realtà
(come mostrato in \figref{fig:proc_exec_relat}), sono tutte un front-end a
\func{execve}. Il prototipo di quest'ultima è:
\begin{prototype}{unistd.h}
{int execve(const char *filename, char *const argv[], char *const envp[])}
  Esegue il programma contenuto nel file \param{filename}.
  
  \bodydesc{La funzione ritorna -1 solo in caso di errore, nel qual caso
    caso la \var{errno} può assumere i valori:
  \begin{errlist}
  \item[\macro{EACCES}] il file non è eseguibile, oppure il filesystem è
    montato in \cmd{noexec}, oppure non è un file normale o un interprete.
  \item[\macro{EPERM}] il file ha i bit \acr{suid} o \acr{sgid} ma l'utente non
    è root o il filesystem è montato con \cmd{nosuid}, oppure
  \item[\macro{ENOEXEC}] il file è in un formato non eseguibile o non
    riconosciuto come tale, o compilato per un'altra architettura.
  \item[\macro{ENOENT}] il file o una delle librerie dinamiche o l'interprete
    necessari per eseguirlo non esistono.
  \item[\macro{ETXTBSY}] L'eseguibile è aperto in scrittura da uno o più
    processi. 
  \item[\macro{EINVAL}] L'eseguibile ELF ha più di un segmento
    \macro{PF\_INTERP}, cioè chiede di essere eseguito da più di un
    interprete.
  \item[\macro{ELIBBAD}] Un interprete ELF non è in un formato
    riconoscibile.
  \end{errlist}
  ed inoltre anche \macro{EFAULT}, \macro{ENOMEM}, \macro{EIO},
  \macro{ENAMETOOLONG}, \macro{E2BIG}, \macro{ELOOP}, \macro{ENOTDIR},
  \macro{ENFILE}, \macro{EMFILE}.}
\end{prototype}

La funzione \func{exec} esegue il file o lo script indicato da
\var{filename}, passandogli la lista di argomenti indicata da \var{argv}
e come ambiente la lista di stringhe indicata da \var{envp}; entrambe le
liste devono essere terminate da un puntatore nullo. I vettori degli
argomenti e dell'ambiente possono essere acceduti dal nuovo programma
quando la sua funzione \func{main} è dichiarata nella forma
\code{main(int argc, char *argv[], char *envp[])}.

Le altre funzioni della famiglia servono per fornire all'utente una serie
possibile di diverse interfacce per la creazione di un nuovo processo. I loro
prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\funcdecl{int execl(const char *path, const char *arg, ...)} 
\funcdecl{int execv(const char *path, char *const argv[])} 
\funcdecl{int execle(const char *path, const char *arg, ..., char 
* const envp[])} 
\funcdecl{int execlp(const char *file, const char *arg, ...)} 
\funcdecl{int execvp(const char *file, char *const argv[])} 

Sostituiscono l'immagine corrente del processo con quella indicata nel primo
argomento. I parametri successivi consentono di specificare gli argomenti a
linea di comando e l'ambiente ricevuti dal nuovo processo.

\bodydesc{Queste funzioni ritornano solo in caso di errore, restituendo
  -1; nel qual caso \var{errno} andrà ad assumere i valori visti in
  precedenza per \func{execve}.}
\end{functions}

Per capire meglio le differenze fra le funzioni della famiglia si può fare
riferimento allo specchietto riportato in \ntab. La prima differenza riguarda
le modalità di passaggio dei parametri che poi andranno a costituire gli
argomenti a linea di comando (cioè i valori di \var{argv} e \var{argc} visti
dalla funzione \func{main} del programma chiamato). 

Queste modalità sono due e sono riassunte dagli mnemonici \code{v} e \code{l}
che stanno rispettivamente per \textit{vector} e \textit{list}. Nel primo caso
gli argomenti sono passati tramite il vettore di puntatori \var{argv[]} a
stringhe terminate con zero che costituiranno gli argomenti a riga di comando,
questo vettore \emph{deve} essere terminato da un puntatore nullo.

Nel secondo caso le stringhe degli argomenti sono passate alla funzione come
lista di puntatori, nella forma:
\begin{lstlisting}[labelstep=0,frame=,indent=1cm]{}
  char *arg0, char *arg1,  ..., char *argn, NULL
\end{lstlisting}
che deve essere terminata da un puntatore nullo.  In entrambi i casi vale la
convenzione che il primo argomento (\var{arg0} o \var{argv[0]}) viene usato
per indicare il nome del file che contiene il programma che verrà eseguito.

\begin{table}[!htb]
  \footnotesize
  \centering
  \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c||c|c|c|}
    \hline
    \multicolumn{1}{|c|}{\textbf{Caratteristiche}} & 
    \multicolumn{6}{|c|}{\textbf{Funzioni}} \\
    \hline
    &\func{execl\ }&\func{execlp}&\func{execle}
    &\func{execv\ }& \func{execvp}& \func{execve} \\
    \hline
    \hline
    argomenti a lista    &$\bullet$&$\bullet$&$\bullet$&&& \\
    argomenti a vettore  &&&&$\bullet$&$\bullet$&$\bullet$\\
    \hline
    filename completo    &&$\bullet$&&&$\bullet$& \\ 
    ricerca su \var{PATH}&$\bullet$&&$\bullet$&$\bullet$&&$\bullet$ \\
    \hline
    ambiente a vettore   &&&$\bullet$&&&$\bullet$ \\
    uso di \var{environ} &$\bullet$&$\bullet$&&$\bullet$&$\bullet$& \\
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Confronto delle caratteristiche delle varie funzioni della 
    famiglia \func{exec}.}
  \label{tab:proc_exec_scheme}
\end{table}

La seconda differenza fra le funzioni riguarda le modalità con cui si
specifica il programma che si vuole eseguire. Con lo mnemonico \code{p} si
indicano le due funzioni che replicano il comportamento della shell nello
specificare il comando da eseguire; quando il parametro \var{file} non
contiene una \file{/} esso viene considerato come un nome di programma, e
viene eseguita automaticamente una ricerca fra i file presenti nella lista di
directory specificate dalla variabile di ambiente \var{PATH}. Il file che
viene posto in esecuzione è il primo che viene trovato. Se si ha un errore di
permessi negati (cioè l'esecuzione della sottostante \func{execve} ritorna un
\macro{EACCESS}), la ricerca viene proseguita nelle eventuali ulteriori
directory indicate nel \var{PATH}, solo se non viene trovato nessun altro file
viene finalmente restituito \macro{EACCESS}.

Le altre quattro funzioni si limitano invece a cercare di eseguire il file
indicato dal parametro \var{path}, che viene interpretato come il
\textit{pathname} del programma.

\begin{figure}[htb]
  \centering
  \includegraphics[width=13cm]{img/exec_rel}
  \caption{La interrelazione fra le sei funzioni della famiglia \func{exec}}
  \label{fig:proc_exec_relat}
\end{figure}

La terza differenza è come viene passata la lista delle variabili di ambiente.
Con lo mnemonico \code{e} vengono indicate quelle funzioni che necessitano di
un vettore di parametri \var{envp[]} analogo a quello usato per gli argomenti
a riga di comando (terminato quindi da un \macro{NULL}), le altre usano il
valore della variabile \var{environ} (vedi \secref{sec:proc_environ}) del
processo di partenza per costruire l'ambiente.

Oltre a mantenere lo stesso \acr{pid}, il nuovo programma fatto partire da
\func{exec} assume anche una serie di altre proprietà del processo chiamante;
la lista completa è la seguente:
\begin{itemize*}
\item il \textit{process ID} (\acr{pid}) ed il \textit{parent process ID}
  (\acr{ppid}).
\item il \textit{real user ID} ed il \textit{real group ID} (vedi
  \secref{sec:proc_user_group}).
\item i \textit{supplementary group ID} (vedi \secref{sec:proc_user_group}).
\item il \textit{session ID} ed il \textit{process group ID} (vedi
  \secref{sec:sess_xxx}).
\item il terminale di controllo (vedi \secref{sec:sess_xxx}).
\item il tempo restante ad un allarme (vedi \secref{sec:sig_xxx}).
\item la directory radice e la directory di lavoro corrente (vedi
  \secref{sec:file_work_dir}).
\item la maschera di creazione dei file (\var{umask}, vedi
  \secref{sec:file_umask}) ed i \textit{lock} sui file (vedi
  \secref{sec:file_locking}).
\item i segnali sospesi (\textit{pending}) e la maschera dei segnali (si veda
  \secref{sec:sig_xxx}).
\item i limiti sulle risorse (vedi \secref{sec:sys_limits}).
\item i valori delle variabili \var{tms\_utime}, \var{tms\_stime},
  \var{tms\_cutime}, \var{tms\_ustime} (vedi \secref{sec:xxx_xxx}).
\end{itemize*}

Oltre a questo i segnali che sono stati settati per essere ignorati nel
processo chiamante mantengono lo stesso settaggio pure nel nuovo programma,
tutti gli altri segnali vengono settati alla loro azione di default. Un caso
speciale è il segnale \macro{SIGCHLD} che, quando settato a \macro{SIG\_IGN},
può anche non essere resettato a \macro{SIG\_DFL} (si veda
\secref{sec:sig_xxx}).

La gestione dei file aperti dipende dal valore del flag di
\textit{close-on-exec} per ciascun file descriptor (si veda
\secref{sec:file_fcntl}); i file per cui è settato vengono chiusi, tutti gli
altri file restano aperti. Questo significa che il comportamento di default è
che i file restano aperti attraverso una \func{exec}, a meno di una chiamata
esplicita a \func{fcntl} che setti il suddetto flag.

Per le directory lo standard POSIX.1 richiede che esse vengano chiuse
attraverso una \func{exec}, in genere questo è fatto dalla funzione
\func{opendir} (vedi \secref{sec:file_dir_read}) che effettua da sola il
settaggio del flag di \textit{close-on-exec} sulle directory che apre, in
maniera trasparente all'utente.

Abbiamo detto che il \textit{real user ID} ed il \textit{real group ID}
restano gli stessi all'esecuzione di \func{exec}; lo stesso vale per
l'\textit{effective user ID} ed l'\textit{effective group ID}, tranne il caso
in cui il file che si va ad eseguire ha o il \acr{suid} bit o lo \acr{sgid}
bit settato, nel qual caso \textit{effective user ID} e \textit{effective
  group ID} vengono settati rispettivamente all'utente o al gruppo cui il file
appartiene (per i dettagli vedi \secref{sec:proc_perms}).

Se il file da eseguire è in formato \emph{a.out} e necessita di librerie
condivise, viene lanciato il \textit{linker} dinamico \cmd{ld.so} prima del
programma per caricare le librerie necessarie ed effettuare il link
dell'eseguibile. Se il programma è in formato ELF per caricare le librerie
dinamiche viene usato l'interprete indicato nel segmento \macro{PT\_INTERP},
in genere questo è \file{/lib/ld-linux.so.1} per programmi linkati con le
\emph{libc5}, e \file{/lib/ld-linux.so.2} per programmi linkati con le
\emph{glibc}. Infine nel caso il file sia uno script esso deve iniziare con
una linea nella forma \cmd{\#!/path/to/interpreter} dove l'interprete indicato
deve esse un valido programma (binario, non un altro script) che verrà
chiamato come se si fosse eseguito il comando \cmd{interpreter [arg]
  filename}.

Con la famiglia delle \func{exec} si chiude il novero delle funzioni su cui è
basata la gestione dei processi in Unix: con \func{fork} si crea un nuovo
processo, con \func{exec} si avvia un nuovo programma, con \func{exit} e
\func{wait} si effettua e verifica la conclusione dei programmi. Tutte le
altre funzioni sono ausiliarie e servono la lettura e il settaggio dei vari
parametri connessi ai processi.



\section{Il controllo di accesso}
\label{sec:proc_perms}

In questa sezione esamineremo le problematiche relative al controllo di
accesso dal punto di vista del processi; vedremo quali sono gli identificatori
usati, come questi possono essere modificati nella creazione e nel lancio di
nuovi processi, e le varie funzioni per la loro manipolazione diretta e tutte
le problematiche connesse ad una gestione accorta dei privilegi.


\subsection{Utente e gruppo di un processo}
\label{sec:proc_user_group}

Come accennato in \secref{sec:intro_multiuser} il modello base\footnote{in
  realtà già esistono estensioni di questo modello base, che lo rendono più
  flessibile e controllabile, come le \textit{capabilities}, le ACL per i file
  o il \textit{Mandatory Access Control} di SELinux} di sicurezza di un
sistema unix-like è fondato sui concetti di utente e gruppo, e sulla
separazione fra l'amministratore (\textsl{root}, detto spesso anche
\textit{superuser}) che non è sottoposto a restrizioni, ed il resto degli
utenti, per i quali invece vengono effettuati i vari controlli di accesso.

%Benché il sistema sia piuttosto semplice (è basato su un solo livello di
% separazione) il sistema permette una
%notevole flessibilità, 

Abbiamo già accennato come il sistema associ ad ogni utente e gruppo due
identificatori univoci, lo \acr{uid} e il \acr{gid}; questi servono al kernel
per identificare uno specifico utente o un gruppo di utenti, per poi poter
controllare che essi siano autorizzati a compiere le operazioni richieste.  Ad
esempio in \secref{sec:file_access_control} vedremo come ad ogni file vengano
associati un utente ed un gruppo (i suoi \textsl{proprietari}, indicati
appunto tramite un \acr{uid} ed un \acr{gid}) che vengono controllati dal
kernel nella gestione dei permessi di accesso.

Dato che tutte le operazioni del sistema vengono compiute dai processi, è
evidente che per poter implementare un controllo sulle operazioni occorre
anche poter identificare chi è che ha lanciato un certo programma, e pertanto
anche a ciascun processo è associato un utente e a un gruppo.

Un semplice controllo di una corrispondenza fra identificativi però non
garantisce però sufficiente flessibilità per tutti quei casi in cui è
necessario poter disporre di privilegi diversi, o dover impersonare un altro
utente per un limitato insieme di operazioni. Per questo motivo in generale
tutti gli Unix prevedono che i processi abbiano almeno due gruppi di
identificatori, chiamati rispettivamente \textit{real} ed \textit{effective}.

\begin{table}[htb]
  \footnotesize
  \centering
  \begin{tabular}[c]{|c|l|p{6.5cm}|}
    \hline
    \textbf{Suffisso} & \textbf{Significato} & \textbf{Utilizzo} \\ 
    \hline
    \hline
    \acr{uid}   & \textit{real user id} & indica l'utente che ha lanciato
    il programma\\ 
    \acr{gid}   & \textit{real group id} & indica il gruppo dell'utente 
    che ha lanciato il programma \\ 
    \hline
    \acr{euid}  & \textit{effective user id} & indica l'utente usato
    dal programma nel controllo di accesso \\ 
    \acr{egid}  & \textit{effective group id} & indica il gruppo 
    usato dal programma  nel controllo di accesso \\ 
    --          & \textit{supplementary group id} & indica i gruppi cui
    l'utente appartiene  \\ 
    \hline
    --          & \textit{saved user id} &  copia dell'\acr{euid} iniziale\\ 
    --          & \textit{saved group id} &  copia dell'\acr{egid} iniziale \\ 
    \hline
    \acr{fsuid} & \textit{filesystem user id} & indica l'utente effettivo per
    il filesystem \\ 
    \acr{fsgid} & \textit{filesystem group id} & indica il gruppo effettivo
    per il filesystem  \\ 
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Identificatori di utente e gruppo associati a ciascun processo con
    indicazione dei suffissi usate dalle varie funzioni di manipolazione.}
  \label{tab:proc_uid_gid}
\end{table}

Al primo gruppo appartengono il \textit{real user ID} e il \textit{real group
  ID}: questi vengono settati al login ai valori corrispondenti all'utente con
cui si accede al sistema (e relativo gruppo di default). Servono per
l'identificazione dell'utente e normalmente non vengono mai cambiati. In
realtà vedremo (in \secref{sec:proc_setuid}) che è possibile modificarli, ma
solo ad un processo che abbia i privilegi di amministratore; questa
possibilità è usata ad esempio da \cmd{login} che una volta completata la
procedura di autenticazione lancia una shell per la quale setta questi
identificatori ai valori corrispondenti all'utente che entra nel sistema.

Al secondo gruppo appartengono l'\textit{effective user ID} e
l'\textit{effective group ID} (a cui si aggiungono gli eventuali
\textit{supplementary group id} dei gruppi dei quale l'utente fa parte).
Questi sono invece gli identificatori usati nella verifiche dei permessi del
processo e per il controllo di accesso ai file (argomento affrontato in
dettaglio in \secref{sec:file_perm_overview}). 

Questi identificatori normalmente sono identici ai corrispondenti del gruppo
\textsl{reale} tranne nel caso in cui, come accennato in
\secref{sec:proc_exec}, il programma che si è posto in esecuzione abbia i bit
\acr{suid} o \acr{sgid} settati (il significato di questi bit è affrontato in
dettaglio in \secref{sec:file_suid_sgid}). In questo caso essi saranno settati
all'utente e al gruppo proprietari del file; questo consente, per programmi in
cui ci sia necessità, di dare a qualunque utente normale privilegi o permessi
di un'altro (o dell'amministratore).

Come nel caso del \acr{pid} e del \acr{ppid} tutti questi identificatori
possono essere letti dal processo attraverso delle opportune funzioni, i cui
prototipi sono i seguenti:
\begin{functions}
  \headdecl{unistd.h}
  \headdecl{sys/types.h}  
  \funcdecl{uid\_t getuid(void)} Restituisce il \textit{real user ID} del
  processo corrente.

  \funcdecl{uid\_t geteuid(void)} Restituisce l'\textit{effective user ID} del
  processo corrente.

  \funcdecl{gid\_t getgid(void)} Restituisce il \textit{real group ID} del
  processo corrente.

  \funcdecl{gid\_t getegid(void)} Restituisce l'\textit{effective group ID} del
  processo corrente.
  
  \bodydesc{Queste funzioni non riportano condizioni di errore.}
\end{functions}

In generale l'uso di privilegi superiori deve essere limitato il più
possibile, per evitare abusi e problemi di sicurezza, per questo occorre anche
un meccanismo che consenta ad un programma di rilasciare gli eventuali
maggiori privilegi necessari, una volta che si siano effettuate le operazioni
per i quali erano richiesti, e a poterli eventualmente recuperare in caso
servano di nuovo.

Questo in Linux viene fatto usando altri due gruppi di identificatori, il
\textit{saved} ed il \textit{filesystem}, analoghi ai precedenti. Il primo
gruppo è lo stesso usato in SVr4, e previsto dallo standard POSIX quando è
definita la costante \macro{\_POSIX\_SAVED\_IDS}\footnote{in caso si abbia a
  cuore la portabilità del programma su altri Unix è buona norma controllare
  sempre la disponibilità di queste funzioni controllando se questa costante è
  definita}, il secondo gruppo è specifico di Linux e viene usato per
migliorare la sicurezza con NFS.

Il \textit{saved user id} e il \textit{saved group id} sono copie
dell'\textit{effective user id} e dell'\textit{effective group id} del
processo padre, e vengono settati dalla funzione \func{exec} all'avvio del
processo, come copie dell'\textit{effective user id} e dell'\textit{effective
  group id} dopo che questo sono stati settati tenendo conto di eventuali
\acr{suid} o \acr{sgid}.  Essi quindi consentono di tenere traccia di quale
fossero utente e gruppo effettivi all'inizio dell'esecuzione di un nuovo
programma.

Il \textit{filesystem user id} e il \textit{filesystem group id} sono una
estensione introdotta in Linux per rendere più sicuro l'uso di NFS (torneremo
sull'argomento in \secref{sec:proc_setfsuid}). Essi sono una replica dei
corrispondenti \textit{effective id}, ai quali si sostituiscono per tutte le
operazioni di verifica dei permessi relativi ai file (trattate in
\secref{sec:file_perm_overview}).  Ogni cambiamento effettuato sugli
\textit{effective id} viene automaticamente riportato su di essi, per cui in
condizioni normali se ne può tranquillamente ignorare l'esistenza, in quanto
saranno del tutto equivalenti ai precedenti.

Uno specchietto riassuntivo, contenente l'elenco completo degli identificatori
di utente e gruppo associati dal kernel ad ogni processo, è riportato in
\tabref{tab:proc_uid_gid}.


\subsection{Le funzioni \func{setuid} e \func{setgid}}
\label{sec:proc_setuid}

Le due funzioni che vengono usate per cambiare identità (cioè utente e gruppo
di appartenenza) ad un processo sono rispettivamente \func{setuid} e
\func{setgid}; come accennato in \secref{sec:proc_user_group} in Linux esse
seguono la semantica POSIX che prevede l'esistenza del \textit{saved user id}
e del \textit{saved group id}; i loro prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}

\funcdecl{int setuid(uid\_t uid)} Setta l'\textit{user id} del processo
corrente.

\funcdecl{int setgid(gid\_t gid)} Setta il \textit{group id} del processo
corrente.

\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
  di fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EPERM}.}
\end{functions}

Il funzionamento di queste due funzioni è analogo, per cui considereremo solo
la prima; la seconda si comporta esattamente allo stesso modo facendo
riferimento al \textit{group id} invece che all'\textit{user id}.  Gli
eventuali \textit{supplementary group id} non vengono modificati da nessuna
delle funzioni che tratteremo in questa sezione.


L'effetto della chiamata è diverso a seconda dei privilegi del processo; se
l'\textit{effective user id} è zero (cioè è quello dell'amministratore di
sistema) allora tutti gli identificatori (\textit{real}, \textit{effective}
e \textit{saved}) vengono settati al valore specificato da \var{uid},
altrimenti viene settato solo l'\textit{effective user id}, e soltanto se il
valore specificato corrisponde o al \textit{real user id} o al \textit{saved
  user id}. Negli altri casi viene segnalato un errore (con \macro{EPERM}).

Come accennato l'uso principale di queste funzioni è quello di poter
consentire ad un programma con i bit \acr{suid} o \acr{sgid} settati di
riportare l'\textit{effective user id} a quello dell'utente che ha lanciato il
programma, effettuare il lavoro che non necessita di privilegi aggiuntivi, ed
eventualmente tornare indietro.

Come esempio per chiarire dell'uso di queste funzioni prediamo quello con cui
viene gestito l'accesso al file \file{/var/log/utmp}.  In questo file viene
registrato chi sta usando il sistema al momento corrente; chiaramente non può
essere lasciato aperto in scrittura a qualunque utente, che potrebbe
falsificare la registrazione. Per questo motivo questo file (e l'analogo
\file{/var/log/wtmp} su cui vengono registrati login e logout) appartengono ad
un gruppo dedicato (\acr{utmp}) ed i programmi che devono accedervi (ad
esempio tutti i programmi di terminale in X, o il programma \cmd{screen}
che crea terminali multipli su una console) appartengono a questo gruppo ed
hanno il bit \acr{sgid} settato.

Quando uno di questi programmi (ad esempio \cmd{xterm}) viene lanciato la
situazione degli identificatori è la seguente:
\begin{eqnarray*}
  \label{eq:1}
  \textit{real group id}      &=& \textrm{\acr{gid} (del chiamante)} \\
  \textit{effective group id} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
  \textit{saved group id}     &=& \textrm{\acr{utmp}}
\end{eqnarray*}
in questo modo, dato che l'\textit{effective group id} è quello giusto, il
programma può accedere a \file{/var/log/utmp} in scrittura ed aggiornarlo, a
questo punto il programma può eseguire una \code{setgid(getgid())} per settare
l'\textit{effective group id} a quello dell'utente (e dato che il \textit{real
  group id} corrisponde la funzione avrà successo), in questo modo non sarà
possibile lanciare dal terminale programmi che modificano detto file, in tal
caso infatti la situazione degli identificatori sarebbe:
\begin{eqnarray*}
  \label{eq:2}
  \textit{real group id}      &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)}  \\
  \textit{effective group id} &=& \textrm{\acr{gid}} \\
  \textit{saved group id}     &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
\end{eqnarray*}
e ogni processo lanciato dal terminale avrebbe comunque \acr{gid} come
\textit{effective group id}. All'uscita dal terminale, per poter di nuovo
aggiornare lo stato di \file{/var/log/utmp} il programma eseguirà una
\code{setgid(utmp)} (dove \var{utmp} è il valore numerico associato al gruppo
\acr{utmp}, ottenuto ad esempio con una \func{getegid}), dato che in questo
caso il valore richiesto corrisponde al \textit{saved group id} la funzione
avrà successo e riporterà la situazione a:
\begin{eqnarray*}
  \label{eq:3}
  \textit{real group id}      &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)}  \\
  \textit{effective group id} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
  \textit{saved group id}     &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
\end{eqnarray*}
consentendo l'accesso a \file{/var/log/utmp}.

Occorre però tenere conto che tutto questo non è possibile con un processo con
i privilegi di root, in tal caso infatti l'esecuzione una \func{setuid}
comporta il cambiamento di tutti gli identificatori associati al processo,
rendendo impossibile riguadagnare i privilegi di amministratore.  Questo
comportamento è corretto per l'uso che ne fa \cmd{login} una volta che crea
una nuova shell per l'utente; ma quando si vuole cambiare soltanto
l'\textit{effective user id} del processo per cedere i privilegi occorre
ricorrere ad altre funzioni (si veda ad esempio \secref{sec:proc_seteuid}).


\subsection{Le funzioni \func{setreuid} e \func{setresuid}}
\label{sec:proc_setreuid}

Queste due funzioni derivano da BSD che, non supportando\footnote{almeno fino
  alla versione 4.3+BSD TODO, verificare e aggiornare la nota.} i
\textit{saved id}, le usava per poter scambiare fra di loro \textit{effective}
e \textit{real id}. I loro prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}

\funcdecl{int setreuid(uid\_t ruid, uid\_t euid)} Setta il \textit{real user
  ID} e l'\textit{effective user ID} del processo corrente ai valori
specificati da \var{ruid} e \var{euid}.
  
\funcdecl{int setregid(gid\_t rgid, gid\_t egid)} Setta il \textit{real group
  ID} e l'\textit{effective group ID} del processo corrente ai valori
specificati da \var{rgid} e \var{egid}.

\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
  di fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EPERM}.}
\end{functions}

I processi non privilegiati possono settare i \textit{real id} soltanto ai
valori dei loro \textit{effective id} o \textit{real id} e gli
\textit{effective id} ai valori dei loro \textit{real id}, \textit{effective
  id} o \textit{saved id}; valori diversi comportano il fallimento della
chiamata; l'amministratore invece può specificare un valore qualunque.
Specificando un valore di -1 l'identificatore corrispondente viene lasciato
inalterato.

Con queste funzione si possono scambiare fra loro \textit{real id} e
\textit{effective id}, e pertanto è possibile implementare un comportamento
simile a quello visto in precedenza per \func{setgid}, cedendo i privilegi con
un primo scambio, e recuperandoli, eseguito il lavoro non privilegiato, con un
secondo scambio.

In questo caso però occorre porre molta attenzione quando si creano nuovi
processi nella fase intermedia in cui si sono scambiati gli identificatori, in
questo caso infatti essi avranno un \textit{real id} privilegiato, che dovrà
essere esplicitamente eliminato prima di porre in esecuzione un nuovo
programma (occorrerà cioè eseguire un'altra chiamata dopo la \func{fork}, e
prima della \func{exec} per uniformare i \textit{real id} agli
\textit{effective id}) in caso contrario quest'ultimo potrebbe a sua volta
effettuare uno scambio e riottenere privilegi non previsti.

Lo stesso problema di propagazione dei privilegi ad eventuali processi figli
si porrebbe per i \textit{saved id}: queste funzioni derivano da
un'implementazione che non ne prevede la presenza, e quindi non è possibile
usarle per correggere la situazione come nel caso precedente. Per questo
motivo in Linux tutte le volte che vengono usata per modificare uno degli
identificatori ad un valore diverso dal \textit{real id} precedente, il
\textit{saved id} viene sempre settato al valore dell'\textit{effective id}.


\subsection{Le funzioni \func{setresuid} e \func{setresgid}}
\label{sec:proc_setresuid}

Queste due funzioni sono una estensione introdotta in Linux dal kernel 2.1.44,
e permettono un completo controllo su tutti gli identificatori (\textit{real},
\textit{effective} e \textit{saved}), i prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}

\funcdecl{int setresuid(uid\_t ruid, uid\_t euid, uid\_t suid)} Setta il
\textit{real user ID}, l'\textit{effective user ID} e il \textit{saved user
  ID} del processo corrente ai valori specificati rispettivamente da
\var{ruid}, \var{euid} e \var{suid}.
  
\funcdecl{int setresgid(gid\_t rgid, gid\_t egid, gid\_t sgid)} Setta il
\textit{real group ID}, l'\textit{effective group ID} e il \textit{saved group
  ID} del processo corrente ai valori specificati rispettivamente da
\var{rgid}, \var{egid} e \var{sgid}.

\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
  di fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EPERM}.}
\end{functions}

I processi non privilegiati possono cambiare uno qualunque degli
identificatori usando uno qualunque dei valori correnti di \textit{real id},
\textit{effective id} o \textit{saved id}, l'amministratore può specificare i
valori che vuole; un valore di -1 per un qualunque parametro lascia inalterato
l'identificatore corrispondente.



\subsection{Le funzioni \func{seteuid} e \func{setegid}}
\label{sec:proc_seteuid}

Queste funzioni sono un'estensione allo standard POSIX.1 (ma sono comunque
supportate dalla maggior parte degli Unix) e usate per cambiare gli
\textit{effective id}; i loro prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}

\funcdecl{int seteuid(uid\_t uid)} Setta l'\textit{effective user ID} del
processo corrente a \var{uid}.

\funcdecl{int setegid(gid\_t gid)} Setta l'\textit{effective group ID} del
processo corrente a \var{gid}.

\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
  di fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EPERM}.}
\end{functions}

Gli utenti normali possono settare l'\textit{effective id} solo al valore del
\textit{real id} o del \textit{saved id}, l'amministratore può specificare
qualunque valore. Queste funzioni sono usate per permettere a root di settare
solo l'\textit{effective id}, dato che l'uso normale di \func{setuid} comporta
il settaggio di tutti gli identificatori.
 

\subsection{Le funzioni \func{setfsuid} e \func{setfsgid}}
\label{sec:proc_setfsuid}

Queste funzioni sono usate per settare gli identificatori usati da Linux per
il controllo dell'accesso ai file. Come già accennato in
\secref{sec:proc_user_group} in Linux è definito questo ulteriore gruppo di
identificatori, che di norma sono assolutamente equivalenti agli
\textit{effective id}, dato che ogni cambiamento di questi ultimi viene
immediatamente riportato sui \textit{filesystem id}.

C'è un solo caso in cui si ha necessità di introdurre una differenza fra
\textit{effective id} e \textit{filesystem id}, ed è per ovviare ad un
problema di sicurezza che si presenta quando si deve implementare un server
NFS. Il server NFS infatti deve poter cambiare l'identificatore con cui accede
ai file per assumere l'identità del singolo utente remoto, ma se questo viene
fatto cambiando l'\textit{effective id} o il \textit{real id} il server si
espone alla ricezione di eventuali segnali ostili da parte dell'utente di cui
ha temporaneamente assunto l'identità.  Cambiando solo il \textit{filesystem
  id} si ottengono i privilegi necessari per accedere ai file, mantenendo
quelli originari per quanto riguarda tutti gli altri controlli di accesso,
così che l'utente non possa inviare segnali al server NFS.

Le due funzioni usate per cambiare questi identificatori sono \func{setfsuid}
e \func{setfsgid}, ovviamente sono specifiche di Linux e non devono essere
usate se si intendono scrivere programmi portabili; i loro prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{sys/fsuid.h}

\funcdecl{int setfsuid(uid\_t fsuid)} Setta il \textit{filesystem user ID} del
processo corrente a \var{fsuid}.

\funcdecl{int setfsgid(gid\_t fsgid)} Setta l'\textit{filesystem group ID} del
processo corrente a \var{fsgid}.

\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
  di fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EPERM}.}
\end{functions}
\noindent queste funzioni hanno successo solo se il processo chiamante ha i
privilegi di amministratore o, per gli altri utenti, se il valore specificato
coincide con uno dei \textit{real}, \textit{effective} o \textit{saved id}.


\section{Problematiche di programmazione multitasking}
\label{sec:proc_multi_prog}

Benché i processi siano strutturati in modo da apparire il più possibile come
indipendenti l'uno dall'altro, nella programmazione in un sistema multiutente
occorre tenere conto di tutta una serie di problematiche che normalmente non
esistono quando si ha a che fare con un sistema in cui viene eseguito un solo
programma alla volta. 

Pur non essendo tutto questo direttamente legato alla modalità specifica in
cui il multitasking è implementato in un sistema unix-like, né al solo
concetto di multitasking (le stesse problematiche si presentano ad esempio
nella gestione degli interrupt hardware), in questa sezione conclusiva del
capitolo in cui abbiamo affrontato la gestione dei processi, introdurremo
sinteticamente queste problematiche, che ritroveremo a più riprese in capitoli
successivi, con una breve definizione della terminologia e delle loro
caratteristiche di fondo.


\subsection{Le operazioni atomiche}
\label{sec:proc_atom_oper}

La nozione di \textsl{operazione atomica} deriva dal significato greco della
parola atomo, cioè indivisibile; si dice infatti che una operazione è atomica
quando si ha la certezza che, qualora essa venga effettuata, tutti i passaggi
che devono essere compiuti per realizzarla verranno eseguiti senza possibilità
di interruzione in una fase intermedia.

In un ambiente multitasking il concetto è essenziale, dato che un processo può
essere interrotto in qualunque momento dal kernel che mette in esecuzione un
altro processo o dalla ricezione di un segnale; occorre pertanto essere
accorti nei confronti delle possibili \textit{race condition} (vedi
\secref{sec:proc_race_cond}) derivanti da operazioni interrotte in una fase in
cui non erano ancora state completate.

Nel caso dell'interazione fra processi la situazione è molto più semplice, ed
occorre preoccuparsi della atomicità delle operazioni solo quando si ha a che
fare con meccanismi di intercomunicazione (che esamineremo in dettaglio in
\capref{cha:IPC}) o nella operazioni con i file (vedremo alcuni esempi in
\secref{sec:file_atomic}). In questi casi in genere l'uso delle appropriate
funzioni di libreria per compiere le operazioni necessarie è garanzia
sufficiente di atomicità in quanto le system call con cui esse sono realizzate
non possono essere interrotte (o subire interferenze pericolose) da altri
processi.

Nel caso dei segnali invece la situazione è molto più delicata, in quanto lo
stesso processo, e pure alcune system call, possono essere interrotti in
qualunque momento, e le operazioni di un eventuale \textit{signal handler}
sono compiute nello stesso spazio di indirizzi del processo. Per questo anche
il solo accesso o l'assegnazione di una variabile possono non essere più
operazioni atomiche (torneremo su questi aspetti in \secref{sec:sign_xxx}).

In questo caso il sistema provvede un tipo di dato, il \type{sig\_atomic\_t},
il cui accesso è assicurato essere atomico.  In pratica comunque si può
assumere che in ogni piattaforma su cui è implementato Linux il tipo
\type{int} (e gli altri interi di dimensione inferiore) ed i puntatori sono
atomici. Non è affatto detto che lo stesso valga per interi di dimensioni
maggiori (in cui l'accesso può comportare più istruzioni in assembler) o per
le strutture. In questi casi è anche opportuno marcare come \type{volatile} le
variabili che possono essere interessate ad accesso condiviso, onde evitare
problemi con le ottimizzazioni del codice.


\subsection{Le \textit{race condition} e i \textit{deadlock}}
\label{sec:proc_race_cond}

Si definiscono \textit{race condition} tutte quelle situazioni in cui processi
diversi operano su una risorsa comune, ed in cui il risultato viene a
dipendere dall'ordine in cui essi effettuano le loro operazioni. Il caso
tipico è quella di una operazione che viene eseguita da un processo in più
passi, e può essere compromessa dall'intervento di un altro processo che
accede alla stessa risorsa quando ancora non tutti i passi sono stati
completati.

Dato che in un sistema multitasking ogni processo può essere interrotto in
qualunque momento per farne subentrare un'altro in esecuzione, niente può
assicurare un preciso ordine di esecuzione fra processi diversi o che una
sezione di un programma possa essere eseguita senza interruzioni da parte di
altri. Queste situazioni comportano pertanto errori estremamente subdoli e
difficili da tracciare, in quanto nella maggior parte dei casi tutto
funzionerà regolarmente, e solo occasionalmente si avranno degli errori. 

Per questo occorre essere ben consapevoli di queste problematiche, e del fatto
che l'unico modo per evitarle è quello di riconoscerle come tali e prendere
gli adeguati provvedimenti per far si che non si verifichino. Casi tipici di
\textit{race condition} si hanno quando diversi processi accedono allo stesso
file, o nell'accesso a meccanismi di intercomunicazione come la memoria
condivisa. In questi casi, se non si dispone della possibilità di eseguire
atomicamente le operazioni necessarie, occorre che quelle parti di codice in
cui si compiono le operazioni critiche sulle risorse condivise, le cosiddette
\textsl{sezioni critiche} del programma, siano opportunamente protette da
meccanismi di sincronizzazione (torneremo su queste problematiche di questo
tipo in \secref{sec:ipc_semaph}).

Un caso particolare di \textit{race condition} sono poi i cosiddetti
\textit{deadlock}, particolarmente gravi in quanto comportano spesso il blocco
completo di un servizio, e non il fallimento di una singola operazione.
L'esempio tipico di una situazione che può condurre ad un \textit{deadlock} è
quello in cui un flag di ``occupazione'' viene rilasciato da un evento
asincrono (come un segnale o un altro processo) fra il momento in cui lo si è
controllato (trovandolo occupato) e la successiva operazione di attesa per lo
sblocco. In questo caso, dato che l'evento di sblocco del flag è avvenuto
senza che ce ne accorgessimo proprio fra il controllo e la messa in attesa,
quest'ultima diventerà perpetua (da cui il nome di \textit{deadlock}).

In tutti questi casi è di fondamentale importanza il concetto di atomicità
visto in \secref{sec:proc_atom_oper}; questi problemi infatti possono essere
risolti soltanto assicurandosi, quando essa sia richiesta, che sia possibile
eseguire in maniera atomica le operazioni necessarie, proteggendo con gli
adeguati meccanismi le \textsl{sezioni critiche} del programma.


\subsection{Le funzioni rientranti}
\label{sec:proc_reentrant}

Si dice \textsl{rientrante} una funzione che può essere interrotta in
qualunque punto della sua esecuzione ed essere chiamata una seconda volta da
un altro thread di esecuzione senza che questo comporti nessun problema nella
esecuzione della stessa. La problematica è comune nella programmazione
multi-thread, ma si hanno gli stessi problemi quando si vogliono chiamare
delle funzioni all'interno dei manipolatori dei segnali.

Fintanto che una funzione opera soltanto con le variabili locali è rientrante;
queste infatti vengono tutte le volte allocate nello stack, e un'altra
invocazione non fa altro che allocarne un'altra copia. Una funzione può non
essere rientrante quando opera su memoria che non è nello stack.  Ad esempio
una funzione non è mai rientrante se usa una variabile globale o statica.

Nel caso invece la funzione operi su un oggetto allocato dinamicamente la cosa
viene a dipendere da come avvengono le operazioni; se l'oggetto è creato ogni
volta e ritornato indietro la funzione può essere rientrante, se invece esso
viene individuato dalla funzione stessa due chiamate alla stessa funzione
potranno interferire quando entrambe faranno riferimento allo stesso oggetto.
Allo stesso modo una funzione può non essere rientrante se usa e modifica un
oggetto che le viene fornito dal chiamante: due chiamate possono interferire
se viene passato lo stesso oggetto; in tutti questi casi occorre molta cura da
parte del programmatore.

In genere le funzioni di libreria non sono rientranti, molte di esse ad
esempio utilizzano variabili statiche, le \acr{glibc} però mettono a
disposizione due macro di compilatore, \macro{\_REENTRANT} e
\macro{\_THREAD\_SAFE}, la cui definizione attiva le versioni rientranti di
varie funzioni di libreria, che sono identificate aggiungendo il suffisso
\code{\_r} al nome della versione normale.