Finita semop.

[gapil.git] / prochand.tex

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

Come accennato nell'introduzione in un sistema Unix tutte le operazioni
vengono svolte tramite opportuni processi.  In sostanza questi ultimi vengono
a costituire 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 terminazione dei processi, della gestione dei loro attributi e
privilegi, e di tutte le funzioni a questo connesse. Infine nella sezione
finale introdurremo alcune problematiche generiche della programmazione in
ambiente multitasking.


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

Inizieremo con un'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{L'architettura della gestione 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 un'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 desiderato: 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 speciali che pur comparendo come
  figli di \cmd{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
un'organizzazione gerarchica ad albero, in maniera analoga a come i file sono
organizzati in un albero di directory (si veda
\secref{sec:file_organization}); in \curfig\ si è mostrato il risultato del
comando \cmd{pstree} che permette di visualizzare questa struttura, alla cui
base c'è \cmd{init} che è progenitore di tutti gli altri processi.

Il kernel mantiene una tabella dei processi attivi, la cosiddetta
\textit{process table}; per ciascun processo viene mantenuta una voce nella
tabella dei processi costituita da una struttura \type{task\_struct}, che
contiene tutte le informazioni rilevanti per quel processo. Tutte le strutture
usate a questo scopo sono dichiarate nell'header file \file{linux/sched.h}, ed
uno schema semplificato, che riporta la struttura delle principali informazioni
contenute nella \type{task\_struct} (che in seguito incontreremo a più
riprese), è mostrato in \figref{fig:proc_task_struct}.

\begin{figure}[htb]
  \centering
  \includegraphics[width=13cm]{img/task_struct}
  \caption{Schema semplificato dell'architettura delle strutture usate dal
    kernel nella gestione dei processi.}
  \label{fig:proc_task_struct}
\end{figure}


Come accennato in \secref{sec:intro_unix_struct} è lo \textit{scheduler} che
decide quale processo mettere in esecuzione; esso viene eseguito ad ogni
system call ed ad ogni interrupt,\footnote{più in una serie di altre
  occasioni. NDT completare questa parte.} (ma può essere anche attivato
esplicitamente). Il timer di sistema provvede comunque a che esso sia invocato
periodicamente, generando un interrupt periodico secondo la frequenza
specificata dalla costante \macro{HZ}, definita in \file{asm/param.h}, ed il
cui valore è espresso in Hertz.\footnote{Il valore usuale di questa costante è
  100, per tutte le architetture eccetto l'alpha, per la quale è 1000. Occorre
  fare attenzione a non confondere questo valore con quello dei clock tick
  (vedi \secref{sec:sys_unix_time}).}
%Si ha cioè un interrupt dal timer ogni centesimo di secondo.

Ogni volta che viene eseguito, lo \textit{scheduler} effettua il calcolo delle
priorità dei vari processi attivi (torneremo su questo in
\secref{sec:proc_priority}) e stabilisce quale di essi debba essere posto in
esecuzione fino alla successiva invocazione.


\subsection{Una panoramica sulle funzioni fondamentali}
\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 un'informazione
abbastanza limitata 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 sì 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{Le funzioni di base}% della 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 base 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
\ctyp{int}).

Il \acr{pid} viene assegnato in forma progressiva ogni volta che un nuovo
processo viene creato, fino ad un limite che, essendo il \acr{pid} un numero
positivo memorizzato in un intero a 16 bit, arriva ad un massimo di 32767.
Oltre questo valore l'assegnazione riparte dal numero più basso disponibile a
partire da un minimo di 300,\footnote{questi valori, fino al kernel 2.4.x,
  sono definiti dalla macro \macro{PID\_MAX} in \file{threads.h} e
  direttamente in \file{fork.c}, con il kernel 2.5.x e la nuova interfaccia
  per i thread creata da Ingo Molnar anche il meccanismo di allocazione dei
  \acr{pid} è stato modificato.} che serve a riservare i \acr{pid} più bassi
ai processi eseguiti dal direttamente dal kernel.  Per questo motivo, come
visto in \secref{sec:proc_hierarchy}, 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 \acr{pid} del processo corrente.  \funcdecl{pid\_t
    getppid(void)} Restituisce il \acr{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 un
candidato per generare ulteriori indicatori associati al processo di cui
diventa possibile garantire l'unicità: ad esempio in alcune implementazioni 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_proc_group}, 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{In caso di successo restituisce il \acr{pid} del figlio al padre e
    zero al figlio; 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 all'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. Si tenga presente però che la memoria è copiata, non condivisa,
pertanto padre e figlio vedono variabili diverse.

Per quanto riguarda la gestione della memoria in generale il segmento di
testo, che è identico, è condiviso e tenuto in read-only per il padre e per i
figli. Per gli altri segmenti Linux utilizza la tecnica del \textit{copy on
  write}\index{copy on write}; questa tecnica comporta che una pagina di
memoria viene effettivamente copiata per il nuovo processo solo quando ci
viene effettuata sopra una scrittura (e si ha quindi una reale differenza fra
padre e figlio). In questo modo si rende molto più efficiente il meccanismo
della creazione di un nuovo processo, non essendo più necessaria la copia di
tutto lo spazio degli indirizzi virtuali del padre, ma solo delle pagine di
memoria che sono state modificate, e solo al momento della modifica stessa.

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_resource_limit}, ed in particolare
\tabref{tab:sys_rlimit_values}).

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 cui viene
affidata l'esecuzione di una certa sezione di codice, mentre il processo padre
ne esegue un'altra. È il caso tipico dei server (il modello
\textit{client-server} è illustrato in \secref{sec:net_cliserv}) 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 d'uso, avere le due funzioni separate permette al figlio di
cambiare gli attributi del processo (maschera dei segnali, redirezione
dell'output, identificatori) prima della \func{exec}, rendendo così
relativamente facile intervenire sulle le modalità di esecuzione del nuovo
programma.

In \figref{fig:proc_fork_code} 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 da 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}, distribuito insieme agli altri
sorgenti degli esempi su \href{http://gapil.firenze.linux.it/gapil_source.tgz}
{\texttt{http://gapil.firenze.linux.it/gapil\_source.tgz}}.

Decifrato il numero di figli da creare, il ciclo principale del programma
(\texttt{\small 24--40}) esegue in successione la creazione dei processi figli
controllando il successo della chiamata a \func{fork} (\texttt{\small
  25--29}); ciascun figlio (\texttt{\small 31--34}) 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 36--38}) 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 predefiniti 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 che non
si può dire quale processo fra il padre ed il figlio venga eseguito per
primo\footnote{a partire dal kernel 2.5.2-pre10 è stato introdotto il nuovo
  scheduler di Ingo Molnar che esegue sempre per primo il figlio; per
  mantenere la portabilità è opportuno non fare comunque affidamento su questo
  comportamento.} 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, né sull'ordine in cui questi potranno
essere messi in esecuzione. 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 31}) sono visibili solo
a loro (ogni processo vede solo la propria copia della memoria), 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 (trattata in dettaglio in \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. 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 il buffer viene scritto su disco all'uscita del
figlio, troveremo nel file anche tutto quello che il processo padre aveva
scritto prima della sua creazione.  E alla fine del file (dato che in questo
caso il padre esce per ultimo) troveremo anche l'output completo del padre.

L'esempio ci mostra un'altro aspetto fondamentale dell'interazione con i file,
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 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} impostati
  (vedi \secref{sec:proc_exec} e \secref{sec:file_fcntl}).
\item gli identificatori per il controllo di accesso: l'\textsl{userid reale},
  il \textsl{groupid reale}, l'\textsl{userid effettivo}, il \textsl{groupid
    effettivo} ed i \textit{groupid supplementari} (vedi
  \secref{sec:proc_access_id}).
\item gli identificatori per il controllo di sessione: il \textit{process
    groupid} e il \textit{session id} ed il terminale di controllo (vedi
  \secref{sec:sess_proc_group}).
\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 (vedi \secref{sec:sig_sigmask}) e le
  azioni installate (vedi \secref{sec:sig_gen_beha}).
\item i segmenti di memoria condivisa agganciati al processo (vedi
  \secref{sec:ipc_sysv_shm}).
\item i limiti sulle risorse (vedi \secref{sec:sys_resource_limit}).
\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 \acr{pid} (\textit{process id}). 
\item il \acr{ppid} (\textit{parent process id}), quello del figlio viene
  impostato al \acr{pid} del padre.
\item i valori dei tempi di esecuzione della struttura \var{tms} (vedi
  \secref{sec:sys_cpu_times}) 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_gen_beha}), 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 fatta 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}\index{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 dall'interno del programma stesso; avendo a che fare
con un sistema multitasking resta da affrontare l'argomento dal punto di vista
di come il sistema gestisce la conclusione dei processi.

Abbiamo 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 abbiamo accennato che oltre alla conclusione normale 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_sigchld}).
\item se il processo è un leader di sessione ed il suo terminale di controllo
  è quello della sessione viene mandato un segnale di \macro{SIGHUP} a tutti i
  processi del gruppo di foreground e il terminale di controllo viene
  disconnesso (vedi \secref{sec:sess_ctrl_term}).
\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 ancora \secref{sec:sess_ctrl_term}).
\end{itemize*}

Oltre queste operazioni è però necessario poter disporre di un meccanismo
ulteriore che consenta di sapere come la 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 orfano
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 possiamo parlare di un padre \textsl{adottivo})
cui riportare il suo stato di terminazione.  Come verifica di questo
comportamento possiamo eseguire il nostro programma \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,
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 (vedi \tabref{tab:proc_proc_states}). 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_sigchld} 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
(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 di
cancellarli dalla tabella dei processi è quella di terminare il processo che
li ha generati, in modo che \cmd{init} possa adottarli e provvedere a
concluderne la terminazione.


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

Uno degli usi più comuni delle capacità multitasking di un sistema unix-like
consiste nella creazione di programmi di tipo server, in cui un processo
principale attende le richieste che vengono poi soddisfatte da una serie di
processi figli. Si è già sottolineato al paragrafo precedente come in questo
caso diventi necessario gestire esplicitamente la conclusione dei 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 terminazione 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 (si veda
\ref{sec:sess_job_control}).  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 \param{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 fornito dall'argomento \param{pid}, secondo lo
specchietto riportato in \tabref{tab:proc_waidpid_pid}:
\begin{table}[!htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|c|c|p{8cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Macro} &\textbf{Significato}\\
    \hline
    \hline
    $<-1$& -- & attende per un figlio il cui \textit{process group} (vedi
    \secref{sec:sess_proc_group}) è uguale al
    valore assoluto di \var{pid}. \\
    $-1$ & \macro{WAIT\_ANY} & attende per un figlio qualsiasi, usata in
    questa maniera è equivalente a \func{wait}.\\ 
    $0$  & \macro{WAIT\_MYPGRP} & 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 inoltre essere modificato passando
delle opportune opzioni tramite l'argomento \param{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}. Quest'ultimo
viene generalmente usato per il controllo di sessione, (trattato in
\secref{sec:sess_job_control}) in quanto permette di identificare i processi
bloccati. La funzione infatti in tal caso ritorna, restituendone il \acr{pid},
se c'è un processo figlio che è entrato in stato di sleep (vedi
\tabref{tab:proc_proc_states}) di cui non si è ancora letto lo stato (con
questa stessa opzione). Il valore dell'opzione deve essere specificato come
maschera binaria ottenuta con l'OR delle suddette costanti con zero. In Linux
sono previste altre opzioni non standard relative al comportamento con i
thread, che saranno trattate in \secref{sec:thread_xxx}.

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 accennato 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. L'azione predefinita (si veda
\secref{sec:sig_base}) per questo segnale è di essere ignorato, ma la sua
generazione costituisce il meccanismo di comunicazione asincrona con cui il
kernel avverte il 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} (vedremo un esempio di
come gestire \macro{SIGCHLD} con i segnali in \secref{sec:sig_example}). In
questo caso infatti, dato che il segnale è generato dalla terminazione di 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 \param{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 (in
genere 8) sono riservati per memorizzare lo stato di uscita, e 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 \tabref{tab:proc_status_macro} (si tenga
presente che queste macro prendono come parametro la variabile di tipo
\ctyp{int} puntata da \var{status}).

Si tenga conto che nel caso di conclusione anomala il valore restituito da
\macro{WTERMSIG} può essere confrontato con 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 un'estensione di BSD, supporta altre due funzioni per la
lettura dello stato di terminazione di un processo \func{wait3} e
\func{wait4}, analoghe alle precedenti 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.  I prototipi di
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.

  \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} (vedi
\secref{sec:sys_resource_use}) per ottenere le risorse di sistema usate da un
processo; la sua definizione è riportata in \figref{fig:sys_rusage_struct}.


\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 solo in caso di errore, restituendo -1; nel
    qual caso \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 regolare o un interprete.
  \item[\macro{EPERM}] il file ha i bit \acr{suid} o \acr{sgid}, l'utente non
    è root, e o il processo viene tracciato, o il filesystem è montato con
    l'opzione \cmd{nosuid}.
  \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} assumerà 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
relativo a permessi di accesso insufficienti (cioè l'esecuzione della
sottostante \func{execve} ritorna un \macro{EACCESS}), la ricerca viene
proseguita nelle eventuali ulteriori directory indicate in \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=15cm]{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 l'\textsl{userid reale}, il \textit{groupid reale} ed i \textsl{groupid
    supplementari} (vedi \secref{sec:proc_access_id}).
\item il \textit{session id} (\acr{sid}) ed il \textit{process groupid}
  (\acr{pgid}), vedi \secref{sec:sess_proc_group}.
\item il terminale di controllo (vedi \secref{sec:sess_ctrl_term}).
\item il tempo restante ad un allarme (vedi \secref{sec:sig_alarm_abort}).
\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_sigmask}).
\item i limiti sulle risorse (vedi \secref{sec:sys_resource_limit}).
\item i valori delle variabili \var{tms\_utime}, \var{tms\_stime},
  \var{tms\_cutime}, \var{tms\_ustime} (vedi \secref{sec:sys_cpu_times}).
\end{itemize*}

Inoltre i segnali che sono stati impostati per essere ignorati nel processo
chiamante mantengono la stessa impostazione pure nel nuovo programma, tutti
gli altri segnali vengono impostati alla loro azione predefinita. Un caso
speciale è il segnale \macro{SIGCHLD} che, quando impostato a
\macro{SIG\_IGN}, può anche non essere reimpostato a \macro{SIG\_DFL} (si veda
\secref{sec:sig_gen_beha}).

La gestione dei file aperti dipende dal valore che ha il flag di
\textit{close-on-exec} (trattato in \secref{sec:file_fcntl}) per ciascun file
descriptor. I file per cui è impostato vengono chiusi, tutti gli altri file
restano aperti. Questo significa che il comportamento predefinito è che i file
restano aperti attraverso una \func{exec}, a meno di una chiamata esplicita a
\func{fcntl} che imposti 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
l'impostazione del flag di \textit{close-on-exec} sulle directory che apre, in
maniera trasparente all'utente.

Abbiamo detto che l'\textsl{userid reale} ed il \textsl{groupid reale} restano
gli stessi all'esecuzione di \func{exec}; lo stesso vale per l'\textsl{userid
  effettivo} ed il \textsl{groupid effettivo} (il significato di questi
identificatori è trattato in \secref{sec:proc_access_id}), tranne quando il
file che si va ad eseguire abbia o il \acr{suid} bit o lo \acr{sgid} bit
impostato, in questo caso l'\textsl{userid effettivo} ed il \textsl{groupid
  effettivo} vengono impostati 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
\acr{libc5}, e \file{/lib/ld-linux.so.2} per programmi linkati con le
\acr{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 l'impostazione 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, le varie funzioni per la loro manipolazione diretta e tutte le
problematiche connesse ad una gestione accorta dei privilegi.


\subsection{Gli identificatori del controllo di accesso}
\label{sec:proc_access_id}

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; inoltre basandosi sul
  lavoro effettuato con SELinux, a partire dal kernel 2.5.x, è iniziato lo
  sviluppo di una infrastruttura di sicurezza, il \textit{Linux Security
    Modules}, ol LSM, in grado di fornire diversi agganci a livello del kernel
  per modularizzare tutti i possibili controlli di accesso.} 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 userid ed il groupid; 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 dovrà essere associato ad un utente e ad un gruppo.

Un semplice controllo di una corrispondenza fra identificativi 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} (cioè \textsl{reali} ed
\textsl{effettivi}). Nel caso di Linux si aggiungono poi altri due gruppi, il
\textit{saved} (\textsl{salvati}) ed il \textit{filesystem} (\textsl{di
  filesystem}), secondo la situazione illustrata in \tabref{tab:proc_uid_gid}.

\begin{table}[htb]
  \footnotesize
  \centering
  \begin{tabular}[c]{|c|c|l|p{7.3cm}|}
    \hline
    \textbf{Suffisso} & \textbf{Gruppo} & \textbf{Denominazione} 
                                        & \textbf{Significato} \\ 
    \hline
    \hline
    \acr{uid}   & \textit{real} & \textsl{userid reale} 
                & indica l'utente che ha lanciato il programma\\ 
    \acr{gid}   & '' &\textsl{groupid reale} 
                & indica il gruppo principale dell'utente che ha lanciato 
                  il programma \\ 
    \hline
    \acr{euid}  & \textit{effective} &\textsl{userid effettivo} 
                & indica l'utente usato nel controllo di accesso \\ 
    \acr{egid}  & '' & \textsl{groupid effettivo} 
                & indica il gruppo usato nel controllo di accesso \\ 
    --          & -- & \textsl{groupid supplementari} 
                & indicano gli ulteriori gruppi cui l'utente appartiene \\ 
    \hline
    --          & \textit{saved} & \textsl{userid salvato} 
                & è una copia dell'\acr{euid} iniziale\\ 
    --          & '' & \textsl{groupid salvato} 
                & è una copia dell'\acr{egid} iniziale \\ 
    \hline
    \acr{fsuid} & \textit{filesystem} &\textsl{userid di filesystem} 
                & indica l'utente effettivo per l'accesso al filesystem \\ 
    \acr{fsgid} & '' & \textsl{groupid di filesystem} 
                & indica il gruppo effettivo per l'accesso al filesystem  \\ 
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Identificatori di utente e gruppo associati a ciascun processo con
    indicazione dei suffissi usati dalle varie funzioni di manipolazione.}
  \label{tab:proc_uid_gid}
\end{table}

Al primo gruppo appartengono l'\textsl{userid reale} ed il \textsl{groupid
  reale}: questi vengono impostati al login ai valori corrispondenti
all'utente con cui si accede al sistema (e relativo gruppo principale).
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 proprio dal programma \cmd{login} che, una volta
completata la procedura di autenticazione, lancia una shell per la quale
imposta questi identificatori ai valori corrispondenti all'utente che entra
nel sistema.

Al secondo gruppo appartengono l'\textsl{userid effettivo} e l'\textsl{groupid
  effettivo} (a cui si aggiungono gli eventuali \textsl{groupid supplementari}
dei gruppi dei quali 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
\textit{real} 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} impostati (il significato di questi bit è affrontato
in dettaglio in \secref{sec:file_suid_sgid}). In questo caso essi saranno
impostati 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 l'\textsl{userid reale} del
  processo corrente.

  \funcdecl{uid\_t geteuid(void)} Restituisce l'\textsl{userid effettivo} del
  processo corrente.

  \funcdecl{gid\_t getgid(void)} Restituisce il \textsl{groupid reale} del
  processo corrente.
  
  \funcdecl{gid\_t getegid(void)} Restituisce il \textsl{groupid effettivo}
  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 gli altri due gruppi di
identificatori, il \textit{saved} ed il \textit{filesystem}. 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.

L'\textsl{userid salvato} ed il \textsl{groupid salvato} sono copie
dell'\textsl{userid effettivo} e del \textsl{groupid effettivo} del processo
padre, e vengono impostati dalla funzione \func{exec} all'avvio del processo,
come copie dell'\textsl{userid effettivo} e del \textsl{groupid effettivo}
dopo che questo sono stati impostati 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.

L'\textsl{userid di filesystem} e il \textsl{groupid di filesystem} sono
un'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 identificatori del gruppo \textit{effective}, 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 identificatori effettivi viene automaticamente
riportato su di essi, per cui in condizioni normali si può tranquillamente
ignorarne l'esistenza, in quanto saranno del tutto equivalenti ai precedenti.


\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_access_id} in Linux esse
seguono la semantica POSIX che prevede l'esistenza dell'\textit{userid
  salvato} e del \textit{groupid salvato}; i loro prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}

\funcdecl{int setuid(uid\_t uid)} Imposta l'\textsl{userid} del processo
corrente.

\funcdecl{int setgid(gid\_t gid)} Imposta il \textsl{groupid} 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 \textsl{groupid} invece che all'\textsl{userid}.  Gli
eventuali \textsl{groupid supplementari} non vengono modificati.

L'effetto della chiamata è diverso a seconda dei privilegi del processo; se
l'\textsl{userid effettivo} è zero (cioè è quello dell'amministratore di
sistema) allora tutti gli identificatori (\textit{real}, \textit{effective} e
\textit{saved}) vengono impostati al valore specificato da \var{uid},
altrimenti viene impostato solo l'\textsl{userid effettivo}, e soltanto se il
valore specificato corrisponde o all'\textsl{userid reale} o
all'\textsl{userid salvato}. 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} impostati di
riportare l'\textsl{userid effettivo} 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 l'uso di queste funzioni prendiamo 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} impostato.

Quando uno di questi programmi (ad esempio \cmd{xterm}) viene lanciato, la
situazione degli identificatori è la seguente:
\begin{eqnarray*}
  \label{eq:1}
  \textsl{groupid reale}      &=& \textrm{\acr{gid} (del chiamante)} \\
  \textsl{groupid effettivo}  &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
  \textsl{groupid salvato}    &=& \textrm{\acr{utmp}}
\end{eqnarray*}
in questo modo, dato che il \textsl{groupid effettivo} 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
impostare il \textsl{groupid effettivo} a quello dell'utente (e dato che il
\textsl{groupid reale} 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}
  \textsl{groupid reale}      &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)}  \\
  \textsl{groupid effettivo}  &=& \textrm{\acr{gid}} \\
  \textsl{groupid salvato}    &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
\end{eqnarray*}
e ogni processo lanciato dal terminale avrebbe comunque \acr{gid} come
\textsl{groupid effettivo}. 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 precedente \func{getegid}), dato che
in questo caso il valore richiesto corrisponde al \textsl{groupid salvato} la
funzione avrà successo e riporterà la situazione a:
\begin{eqnarray*}
  \label{eq:3}
  \textsl{groupid reale}      &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)}  \\
  \textsl{groupid effettivo}  &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
  \textsl{groupid salvato}    &=& \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'\textsl{userid effettivo} 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, FIXME verificare e aggiornare la nota.} gli
identificatori del gruppo \textit{saved}, le usa per poter scambiare fra di
loro \textit{effective} e \textit{real}. I loro prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}

\funcdecl{int setreuid(uid\_t ruid, uid\_t euid)} Imposta l'\textsl{userid
  reale} e l'\textsl{userid effettivo} del processo corrente ai valori
specificati da \var{ruid} e \var{euid}.
  
\funcdecl{int setregid(gid\_t rgid, gid\_t egid)} Imposta il \textsl{groupid
  reale} ed il \textsl{groupid effettivo} 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}

La due funzioni sono analoghe ed il loro comportamento è identico; quanto
detto per la prima prima riguardo l'userid, si applica immediatamente alla
seconda per il groupid. I processi non privilegiati possono impostare solo i
valori del loro userid effettivo o reale; valori diversi comportano il
fallimento della chiamata; l'amministratore invece può specificare un valore
qualunque.  Specificando un argomento di valore -1 l'identificatore
corrispondente verrà lasciato inalterato.

Con queste funzione si possono scambiare fra loro gli userid reale e
effettivo, 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 userid reale 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 l'userid reale a quello effettivo) in
caso contrario il nuovo programma potrebbe a sua volta effettuare uno scambio
e riottenere privilegi non previsti.

Lo stesso problema di propagazione dei privilegi ad eventuali processi figli
si pone per l'userid salvato: questa funzione deriva da un'implementazione che
non ne prevede la presenza, e quindi non è possibile usarla per correggere la
situazione come nel caso precedente. Per questo motivo in Linux tutte le volte
che si imposta un qualunque valore diverso da quello dall'userid reale
corrente, l'userid salvato viene automaticamente uniformato al valore
dell'userid effettivo.


\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 vengono usate per cambiare gli
identificatori del gruppo \textit{effective}; i loro prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}

\funcdecl{int seteuid(uid\_t uid)} Imposta l'userid effettivo del processo
corrente a \var{uid}.

\funcdecl{int setegid(gid\_t gid)} Imposta il groupid effettivo 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}

Come per le precedenti le due funzioni sono identiche, per cui tratteremo solo
la prima. Gli utenti normali possono impostare l'userid effettivo solo al
valore dell'userid reale o dell'userid salvato, l'amministratore può
specificare qualunque valore. Queste funzioni sono usate per permettere
all'amministratore di impostare solo l'userid effettivo, dato che l'uso
normale di \func{setuid} comporta l'impostazione di tutti gli identificatori.
 

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

Queste due funzioni sono un'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)} Imposta
l'userid reale, l'userid effettivo e l'userid salvato 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)} Imposta il
groupid reale, il groupid effettivo ed il groupid salvato 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}

Le due funzioni sono identiche, quanto detto per la prima riguardo gli userid
si applica alla seconda per i groupid. I processi non privilegiati possono
cambiare uno qualunque degli userid solo ad un valore corripondente o
all'userid reale, o a quello effettivo o a quello salvato, l'amministratore
può specificare i valori che vuole; un valore di -1 per un qualunque parametro
lascia inalterato l'identificatore corrispondente.

Per queste funzioni esistono anche due controparti che permettono di leggere
in blocco i vari identificatori: \func{getresuid} e \func{getresgid}; i loro
prototipi sono: 
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}

\funcdecl{int getresuid(uid\_t *ruid, uid\_t *euid, uid\_t *suid)} Legge
l'userid reale, l'userid effettivo e l'userid salvato del processo corrente.
  
\funcdecl{int getresgid(gid\_t *rgid, gid\_t *egid, gid\_t *sgid)} Legge il
groupid reale, il groupid effettivo e il groupid salvato del processo
corrente.

\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso di
  fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EFAULT} se gli indirizzi delle
  variabili di ritorno non sono validi.}
\end{functions}

Anche queste funzioni sono un'estensione specifica di Linux, e non richiedono
nessun privilegio. I valori sono restituiti negli argomenti, che vanno
specificati come puntatori (è un'altro esempio di \textit{value result
  argument}). Si noti che queste funzioni sono le uniche in grado di leggere
gli identificatori del gruppo \textit{saved}.


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

Queste funzioni sono usate per impostare gli identificatori del gruppo
\textit{filesystem} che usati da Linux per il controllo dell'accesso ai file.
Come già accennato in \secref{sec:proc_access_id} Linux definisce questo
ulteriore gruppo di identificatori, che di norma sono assolutamente
equivalenti a quelli del gruppo \textit{effective}, dato che ogni cambiamento
di questi ultimi viene immediatamente riportato su di essi.

C'è un solo caso in cui si ha necessità di introdurre una differenza fra gli
identificatori dei gruppi \textit{effective} e \textit{filesystem}, 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'userid effettivo o
l'userid reale il server si espone alla ricezione di eventuali segnali ostili
da parte dell'utente di cui ha temporaneamente assunto l'identità.  Cambiando
solo l'userid di filesystem 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)} Imposta l'userid di filesystem del
processo corrente a \var{fsuid}.

\funcdecl{int setfsgid(gid\_t fsgid)} Imposta il groupid di filesystem 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 di quelli del gruppo \textit{real}, \textit{effective} o
\textit{saved}.


\subsection{Le funzioni \func{setgroups} e \func{getgroups}}
\label{sec:proc_setgroups}

Le ultime funzioni che esamineremo sono quelle che permettono di operare sui
gruppi supplementari. Ogni processo può avere fino a \macro{NGROUPS\_MAX}
gruppi supplementari in aggiunta al gruppo primario, questi vengono ereditati
dal processo padre e possono essere cambiati con queste funzioni.

La funzione che permette di leggere i gruppi supplementari è \func{getgroups};
questa funzione è definita nello standard POSIX ed il suo prototipo è:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/types.h}
  \headdecl{unistd.h}
  
  \funcdecl{int getgroups(int size, gid\_t list[])} Legge gli identificatori
  dei gruppi supplementari del processo sul vettore \param{list} di dimensione
  \param{size}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce il numero di gruppi letti in caso di
    successo e -1 in caso di fallimento, nel qual caso \var{errno} assumerà
    i valori: 
    \begin{errlist}
    \item[\macro{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
    \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{size} è diverso da zero ma
      minore del numero di gruppi supplementari del processo.
    \end{errlist}}
\end{functions}
\noindent non è specificato se la funzione inserisca o meno nella lista
il groupid effettivo del processo. Se si specifica un valore di \param{size}
uguale a 0 \param{list} non viene modificato, ma si ottiene il numero di
gruppi supplementari.

Una seconda funzione, \func{getgrouplist}, può invece essere usata per
ottenere tutti i gruppi a cui appartiene un utente; il suo prototipo è:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/types.h} 
  \headdecl{grp.h}
  
  \funcdecl{int getgrouplist(const char *user, gid\_t group, gid\_t *groups,
    int *ngroups)} Legge i gruppi supplementari dell'utente \param{user}.
  
  \bodydesc{La funzione legge fino ad un massimo di \param{ngroups} valori,
    restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di fallimento.}
\end{functions}
\noindent la funzione esegue una scansione del database dei gruppi (si veda
\secref{sec:sys_user_group}) e ritorna in \param{groups} la lista di quelli a
cui l'utente appartiene. Si noti che \param{ngroups} è passato come puntatore
perché qualora il valore specificato sia troppo piccolo la funzione ritorna
-1, passando indietro il numero dei gruppi trovati.

Per impostare i gruppi supplementari di un processo ci sono due funzioni, che
possono essere usate solo se si hanno i privilegi di amministratore. La prima
delle due è \func{setgroups}, ed il suo prototipo è:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/types.h}
  \headdecl{grp.h}
  
  \funcdecl{int setgroups(size\_t size, gid\_t *list)} Imposta i gruppi
  supplementari del processo ai valori specificati in \param{list}.

  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
    fallimento, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
    \begin{errlist}
    \item[\macro{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
    \item[\macro{EPERM}] il processo non ha i privilegi di amministratore.
    \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{size} è maggiore del valore
    massimo (\macro{NGROUPS}, che per Linux è 32).
    \end{errlist}}
\end{functions}

Se invece si vogliono impostare i gruppi supplementari del processo a quelli di
un utente specifico, si può usare \func{initgroups} il cui prototipo è:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/types.h}
  \headdecl{grp.h}

  \funcdecl{int initgroups(const char *user, gid\_t group)} Imposta i gruppi
  supplementari del processo a quelli di cui è membro l'utente \param{user},
  aggiungendo il gruppo addizionale \param{group}.
  
  \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
    fallimento, nel qual caso \var{errno} assumerà gli stessi valori di
    \func{setgroups} più \macro{ENOMEM} quando non c'è memoria sufficiente per
    allocare lo spazio per informazioni dei gruppi.}
\end{functions}

La funzione esegue la scansione del database dei gruppi (usualmente
\file{/etc/groups}) cercando i gruppi di cui è membro \param{user} e
costruendo una lista di gruppi supplementari a cui aggiunge \param{group}, che
poi imposta usando \func{setgroups}.
Si tenga presente che sia \func{setgroups} che \func{initgroups} non sono
definite nello standard POSIX.1 e che pertanto non è possibile utilizzarle
quando si definisce \macro{\_POSIX\_SOURCE} o si compila con il flag
\cmd{-ansi}.


\section{La gestione della priorità di esecuzione}
\label{sec:proc_priority}

In questa sezione tratteremo più approfonditamente i meccanismi con il quale
lo \textit{scheduler} assegna la CPU ai vari processi attivi. In particolare
prenderemo in esame i vari meccanismi con cui viene gestita l'assegnazione del
tempo di CPU, ed illustreremo le varie funzioni di gestione.


\subsection{I meccanismi di \textit{scheduling}}
\label{sec:proc_sched}

La scelta di un meccanismo che sia in grado di distribuire in maniera efficace
il tempo di CPU per l'esecuzione dei processi è sempre una questione delicata,
ed oggetto di numerose ricerche; in generale essa dipende in maniera
essenziale anche dal tipo di utilizzo che deve essere fatto del sistema, per
cui non esiste un meccanismo che sia valido per tutti gli usi.

La caratteristica specifica di un sistema multitasking come Linux è quella del
cosiddetto \textit{prehemptive multitasking}: questo significa che al
contrario di altri sistemi (che usano invece il cosiddetto \textit{cooperative
  multitasking}) non sono i singoli processi, ma il kernel stesso a decidere
quando la CPU deve essere passata ad un altro processo. Come accennato in
\secref{sec:proc_hierarchy} questa scelta viene eseguita da una sezione
apposita del kernel, lo \textit{scheduler}, il cui scopo è quello di
distribuire al meglio il tempo di CPU fra i vari processi.

La cosa è resa ancora più complicata dal fatto che con le architetture
multi-processore si deve anche scegliere quale sia la CPU più opportuna da
utilizzare.\footnote{nei processori moderni la presenza di ampie cache può
  rendere poco efficiente trasferire l'esecuzione di un processo da una CPU ad
  un'altra, per cui effettuare la migliore scelta fra le diverse CPU non è
  banale.}  Tutto questo comunque appartiene alle sottigliezze
dell'implementazione del kernel; dal punto di vista dei programmi che girano
in user space, anche quando si hanno più processori (e dei processi che sono
eseguiti davvero in contemporanea), le politiche di scheduling riguardano
semplicemente l'allocazione della risorsa \textsl{tempo di esecuzione}, la cui
assegnazione sarà governata dai meccanismi di scelta delle priorità che
restano gli stessi indipendentemente dal numero di processori.

Si tenga conto poi che i processi non devono solo eseguire del codice: ad
esempio molto spesso saranno impegnati in operazioni di I/O, o potranno
venire bloccati da un comando dal terminale, o sospesi per un certo periodo di
tempo.  In tutti questi casi la CPU diventa disponibile ed è compito dello
kernel provvedere a mettere in esecuzione un altro processo.

Tutte queste possibilità sono caratterizzate da un diverso \textsl{stato} del
processo, in Linux un processo può trovarsi in uno degli stati riportati in
\tabref{tab:proc_proc_states}; ma soltanto i processi che sono nello stato
\textit{runnable} concorrono per l'esecuzione. Questo vuol dire che, qualunque
sia la sua priorità, un processo non potrà mai essere messo in esecuzione
fintanto che esso si trova in uno qualunque degli altri stati.

\begin{table}[htb]
  \footnotesize
  \centering
  \begin{tabular}[c]{|p{2.8cm}|c|p{10cm}|}
    \hline
    \textbf{Stato} & \texttt{STAT} & \textbf{Descrizione} \\
    \hline
    \hline
    \textbf{Runnable} & \texttt{R} & Il processo è in esecuzione o è pronto ad
    essere eseguito (cioè è in attesa che gli venga assegnata la CPU).   \\
    \textbf{Sleep} & \texttt{S} & Il processo processo è in attesa di un
    risposta dal sistema, ma può essere interrotto da un segnale. \\
    \textbf{Uninterrutible Sleep} & \texttt{D} & Il  processo è in
    attesa di un risposta dal sistema (in genere per I/O), e non può essere
    interrotto in nessuna circostanza. \\
    \textbf{Stopped} & \texttt{T} & Il processo è stato fermato con un
    \macro{SIGSTOP}, o è tracciato.\\
    \textbf{Zombie} & \texttt{Z} & Il processo è terminato ma il suo stato di
    terminazione non è ancora stato letto dal padre. \\
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Elenco dei possibili stati di un processo in Linux, nella colonna
    \texttt{STAT} si è riportata la corrispondente lettera usata dal comando 
    \cmd{ps} nell'omonimo campo.}
  \label{tab:proc_proc_states}
\end{table}

Si deve quindi tenere presente che l'utilizzo della CPU è soltanto una delle
risorse che sono necessarie per l'esecuzione di un programma, e a seconda
dello scopo del programma non è detto neanche che sia la più importante (molti
programmi dipendono in maniera molto più critica dall'I/O). Per questo motivo
non è affatto detto che dare ad un programma la massima priorità di esecuzione
abbia risultati significativi in termini di prestazioni.

Il meccanismo tradizionale di scheduling di Unix (che tratteremo in
\secref{sec:proc_sched_stand}) è sempre stato basato su delle \textsl{priorità
  dinamiche}, in modo da assicurare che tutti i processi, anche i meno
importanti, possano ricevere un po' di tempo di CPU. In sostanza quando un
processo ottiene la CPU la sua priorità viene diminuita. In questo modo alla
fine, anche un processo con priorità iniziale molto bassa, finisce per avere
una priorità sufficiente per essere eseguito.

Lo standard POSIX.1b però ha introdotto il concetto di \textsl{priorità
  assoluta}, (chiamata anche \textsl{priorità statica}, in contrapposizione
alla normale priorità dinamica), per tenere conto dei sistemi
real-time,\footnote{per sistema real-time si intende un sistema in grado di
  eseguire operazioni in un tempo ben determinato; in genere si tende a
  distinguere fra l'\textit{hard real-time} in cui è necessario che i tempi di
  esecuzione di un programma siano determinabili con certezza assoluta (come
  nel caso di meccanismi di controllo di macchine, dove uno sforamento dei
  tempi avrebbe conseguenze disastrose), e \textit{soft-real-time} in cui un
  occasionale sforamento è ritenuto accettabile.} in cui è vitale che i
processi che devono essere eseguiti in un determinato momento non debbano
aspettare la conclusione di altri che non hanno questa necessità.

Il concetto di priorità assoluta dice che quando due processi si contendono
l'esecuzione, vince sempre quello con la priorità assoluta più alta, anche
quando l'altro è in esecuzione (grazie al \textit{prehemptive scheduling}).
Ovviamente questo avviene solo per i processi che sono pronti per essere
eseguiti (cioè nello stato \textit{runnable}).  La priorità assoluta viene in
genere indicata con un numero intero, ed un valore più alto comporta una
priorità maggiore. Su questa politica di scheduling torneremo in
\secref{sec:proc_real_time}.

In generale quello che succede in tutti gli Unix moderni è che ai processi
normali viene sempre data una priorità assoluta pari a zero, e la decisione di
assegnazione della CPU è fatta solo con il meccanismo tradizionale della
priorità dinamica. In Linux tuttavia è possibile assegnare anche una priorità
assoluta, nel qual caso un processo avrà la precedenza su tutti gli altri di
priorità inferiore, che saranno eseguiti solo quando quest'ultimo non avrà
bisogno della CPU.


\subsection{Il meccanismo di \textit{scheduling} standard}
\label{sec:proc_sched_stand}

A meno che non si abbiano esigenze specifiche, l'unico meccanismo di
scheduling con il quale si avrà a che fare è quello tradizionale, che prevede
solo priorità dinamiche. È di questo che, di norma, ci si dovrà preoccupare
nella programmazione.

Come accennato in Linux tutti i processi ordinari hanno la stessa priorità
assoluta. Quello che determina quale, fra tutti i processi in attesa di
esecuzione, sarà eseguito per primo, è la priorità dinamica, che è chiamata
così proprio perché varia nel corso dell'esecuzione di un processo. Oltre a
questo la priorità dinamica determina quanto a lungo un processo continuerà ad
essere eseguito, e quando un processo potrà subentrare ad un altro
nell'esecuzione.

Il meccanismo usato da Linux è piuttosto semplice, ad ogni processo è
assegnata una \textit{time-slice}, cioè in intervallo di tempo (letteralmente
una fetta) per il quale esso deve essere eseguito. Il valore della
\textit{time-slice} è controllato dalla cosiddetta \textit{nice} (o
\textit{niceness}) del processo.  Essa è contenuta nel campo \var{nice} di
\var{task\_struct}; tutti i processi vengono creati con lo stesso valore, ed
essa specifica il valore della durata iniziale della \textit{time-slice} che
viene assegnato ad un altro campo della struttura (\var{counter}) quando il
processo viene eseguito per la prima volta e diminuito progressivamente ad
ogni interruzione del timer.

Quando lo scheduler viene eseguito scandisce la coda dei processi in stato
\textit{runnable} associando, sulla base del valore di \var{counter}, un peso
a ciascun processo in attesa di esecuzione,\footnote{il calcolo del peso in
  realtà è un po' più complicato, ad esempio nei sistemi multiprocessore viene
  favorito un processo che è eseguito sulla stessa CPU, e a parità del valore
  di \var{counter} viene favorito chi ha una priorità più elevata.} chi ha il
peso più alto verrà posto in esecuzione, ed il precedente processo sarà
spostato in fondo alla coda.  Dato che ad ogni interruzione del timer il
valore di \var{counter} del processo corrente viene diminuito, questo assicura
che anche i processi con priorità più bassa verranno messi in esecuzione.

La priorità di un processo è così controllata attraverso il valore di
\var{nice}, che stabilisce la durata della \textit{time-slice}; per il
meccanismo appena descritto infatti un valore più lungo infatti assicura una
maggiore attribuzione di CPU.  L'origine del nome di questo parametro sta nel
fatto che in genere esso viene generalmente usato per diminuire la priorità di
un processo, come misura di cortesia nei confronti degli altri.
I processi infatti vengono creati dal sistema con lo stesso valore di
\var{nice} (nullo) e nessuno è privilegiato rispetto agli altri; il valore può
essere modificato solo attraverso la funzione \func{nice}, il cui prototipo è:
\begin{prototype}{unistd.h}
{int nice(int inc)}
  Aumenta il valore di \var{nice} per il processo corrente.
  
  \bodydesc{La funzione ritorna zero in caso di successo e -1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
  \begin{errlist}
  \item[\macro{EPERM}] un processo senza i privilegi di amministratore ha
    specificato un valore di \param{inc} negativo.
  \end{errlist}}
\end{prototype}

L'argomento \param{inc} indica l'incremento del valore di \var{nice}:
quest'ultimo può assumere valori compresi fra \macro{PRIO\_MIN} e
\macro{PRIO\_MAX} (che nel caso di Linux sono $-19$ e $20$), ma per
\param{inc} si può specificare un valore qualunque, positivo o negativo, ed il
sistema provvederà a troncare il risultato nell'intervallo consentito. Valori
positivi comportano maggiore \textit{cortesia} e cioè una diminuzione della
priorità, ogni utente può solo innalzare il valore di un suo processo. Solo
l'amministratore può specificare valori negativi che permettono di aumentare
la priorità di un processo.

In SUSv2 la funzione ritorna il nuovo valore di \var{nice}; Linux non segue
questa convenzione, e per leggere il nuovo valore occorre invece usare la
funzione \func{getpriority}, derivata da BSD, il cui prototipo è:
\begin{prototype}{sys/resource.h}
{int getpriority(int which, int who)}
  
Restituisce il valore di \var{nice} per l'insieme dei processi specificati.

  \bodydesc{La funzione ritorna la priorità in caso di successo e -1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
  \begin{errlist}
  \item[\macro{ESRCH}] non c'è nessun processo che corrisponda ai valori di
  \param{which} e \param{who}.
  \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{which} non è valido.
  \end{errlist}}
\end{prototype}
\noindent (in vecchie versioni può essere necessario includere anche
\file{<sys/time.h>}, questo non è più necessario con versioni recenti delle
librerie, ma è comunque utile per portabilità).

La funzione permette di leggere la priorità di un processo, di un gruppo di
processi (vedi \secref{sec:sess_proc_group}) o di un utente, a seconda del
valore di \param{which}, secondo la legenda di \tabref{tab:proc_getpriority},
specificando un corrispondente valore per \param{who}; un valore nullo di
quest'ultimo indica il processo, il gruppo di processi o l'utente correnti.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|c|c|l|}
    \hline
    \param{which} & \param{who} & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \macro{PRIO\_PROCESS} & \type{pid\_t} &  processo  \\
    \macro{PRIO\_PRGR}    & \type{pid\_t} &  process group  \\
    \macro{PRIO\_USER}    & \type{uid\_t} &  utente \\
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Legenda del valore dell'argomento \param{which} e del tipo
    dell'argomento \param{who} delle funzioni \func{getpriority} e
    \func{setpriority} per le tre possibili scelte.}
  \label{tab:proc_getpriority}
\end{table}

La funzione restituisce la priorità più alta (cioè il valore più basso) fra
quelle dei processi specificati; dato che -1 è un valore possibile, per poter
rilevare una condizione di errore è necessario cancellare sempre \var{errno}
prima della chiamata alla funzione, per verificare che essa resti uguale a
zero.  

Analoga a \func{getpriority} la funzione \func{setpriority} permette di
impostare la priorità di uno o più processi; il suo prototipo è:
\begin{prototype}{sys/resource.h}
{int setpriority(int which, int who, int prio)}  
  Imposta la priorità per l'insieme dei processi specificati.

  \bodydesc{La funzione ritorna la priorità in caso di successo e -1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
  \begin{errlist}
  \item[\macro{ESRCH}] non c'è nessun processo che corrisponda ai valori di
  \param{which} e \param{who}.
  \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{which} non è valido.
  \item[\macro{EPERM}] un processo senza i privilegi di amministratore ha
    specificato un valore di \param{inc} negativo.
  \item[\macro{EACCESS}] un processo senza i privilegi di amministratore ha
    cercato di modificare la priorità di un processo di un altro utente.
  \end{errlist}}
\end{prototype}

La funzione imposta la priorità al valore specificato da \param{prio} per
tutti i processi indicati dagli argomenti \param{which} e \param{who}.  La
gestione dei permessi dipende dalle varie implementazioni; in Linux, secondo
le specifiche dello standard SUSv3, e come avviene per tutti i sistemi che
derivano da SYSV, è richiesto che l'userid reale o effettivo del processo
chiamante corrispondano al real user id (e solo quello) del processo di cui si
vuole cambiare la priorità; per i sistemi derivati da BSD invece (SunOS,
Ultrix, *BSD) la corrispondenza può essere anche con l'userid effettivo.



\subsection{Il meccanismo di \textit{scheduling real-time}}
\label{sec:proc_real_time}

Come spiegato in \secref{sec:proc_sched} lo standard POSIX.1b ha introdotto le
priorità assolute per permettere la gestione di processi real-time. In realtà
nel caso di Linux non si tratta di un vero hard real-time, in quanto in
presenza di eventuali interrupt il kernel interrompe l'esecuzione di un
processo qualsiasi sia la sua priorità,\footnote{questo a meno che non si
  siano installate le patch di RTLinux o RTAI, con i quali è possibile
  ottenere un sistema effettivamente hard real-time. In tal caso infatti gli
  interrupt vengono intercettati dall'interfaccia real-time, e gestiti
  direttamente qualora ci sia la necessità di avere un processo con priorità
  più elevata di un \textit{interrupt handler}.} mentre con l'incorrere in un
page fault\index{page fault} si possono avere ritardi non previsti. Se
l'ultimo problema può essere aggirato attraverso l'uso delle funzioni di
controllo della memoria virtuale (vedi \secref{sec:proc_mem_lock}), il primo
non è superabile e può comportare ritardi non prevedibili riguardo ai tempi di
esecuzione di qualunque processo.

In ogni caso occorre usare le priorità assolute con molta attenzione: se si dà
ad un processo una priorità assoluta e questo finisce in un loop infinito,
nessun altro processo potrà essere eseguito, ed esso sarà mantenuto in
esecuzione permanentemente assorbendo tutta la CPU e senza nessuna possibilità
di riottenere l'accesso al sistema. Per questo motivo è sempre opportuno,
quando si lavora con processi che usano priorità assolute, tenere attiva una
shell cui si sia assegnata la massima priorità assoluta, in modo da poter
essere comunque in grado di rientrare nel sistema.

Quando c'è un processo con priorità assoluta lo scheduler lo metterà in
esecuzione prima di ogni processo normale. In caso di più processi sarà
eseguito per primo quello con priorità assoluta più alta. Quando ci sono più
processi con la stessa priorità assoluta questi vengono tenuti in una coda
tocca al kernel decidere quale deve essere eseguito. 



Il meccanismo con cui vengono gestiti questi processi dipende dalla politica
di scheduling che si è scelto; lo standard ne prevede due:
\begin{basedescript}{\desclabelwidth{3cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
\item[\textit{FIFO}] il processo viene eseguito fintanto che non cede
  volontariamente la CPU, si blocca, finisce o viene interrotto da un processo
  a priorità più alta.
\item[\textit{Round Robin}] ciascun processo viene eseguito a turno per un
  certo periodo di tempo (una \textit{time slice}). Solo i processi con la
  stessa priorità ed in stato \textit{runnable} entrano nel circolo.
\end{basedescript}

La funzione per impostare le politiche di scheduling (sia real-time che
ordinarie) ed i relativi parametri è \func{sched\_setscheduler}; il suo
prototipo è:
\begin{prototype}{sched.h}
{int sched\_setscheduler(pid\_t pid, int policy, const struct sched\_param *p)}
  Imposta priorità e politica di scheduling per il processo \param{pid}.

  \bodydesc{La funzione ritorna la priorità in caso di successo e -1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
    \begin{errlist}
    \item[\macro{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
    \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{policy} non esiste o il relativo
      valore di \param{p} non è valido.
    \item[\macro{EPERM}] il processo non ha i privilegi per attivare la
      politica richiesta (vale solo per \macro{SCHED\_FIFO} e
      \macro{SCHED\_RR}).
  \end{errlist}}
\end{prototype}

La funzione esegue l'impostazione per il processo specificato; un valore nullo
di \param{pid} esegue l'impostazione per il processo corrente, solo un
processo con i privilegi di amministratore può impostare delle priorità
assolute diverse da zero. La politica di scheduling è specificata
dall'argomento \param{policy} i cui possibili valori sono riportati in
\tabref{tab:proc_sched_policy}; un valore negativo per \param{policy} mantiene
la politica di scheduling corrente.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|c|l|}
    \hline
    \textbf{Policy}  & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \macro{SCHED\_FIFO} & Scheduling real-time con politica \textit{FIFO} \\
    \macro{SCHED\_RR}   & Scheduling real-time con politica \textit{Round
    Robin} \\
    \macro{SCHED\_OTHER}& Scheduling ordinario\\
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Valori dell'argomento \param{policy}  per la funzione
    \func{sched\_setscheduler}. }
  \label{tab:proc_sched_policy}
\end{table}

Il valore della priorità è passato attraverso la struttura \var{sched\_param}
(riportata in \figref{fig:sig_sched_param}), il cui solo campo attualmente
definito è \var{sched\_priority}, che nel caso delle priorità assolute deve
essere specificato nell'intervallo fra un valore massimo ed uno minimo, che
nel caso sono rispettivamente 1 e 99 (il valore zero è legale, ma indica i
processi normali).

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm]{}
struct sched_param {
    int sched_priority;
};
    \end{lstlisting}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{La struttura \var{sched\_param}.} 
  \label{fig:sig_sched_param}
\end{figure}



Lo standard POSIX.1b prevede comunque che i due valori della massima e minima
priorità statica possano essere ottenuti, per ciascuna delle politiche di
scheduling realtime, tramite le due funzioni \func{sched\_get\_priority\_max}
e \func{sched\_get\_priority\_min}, i cui prototipi sono:
\begin{functions}
  \headdecl{sched.h}
  
  \funcdecl{int sched\_get\_priority\_max(int policy)} Legge il valore
  massimo della priorità statica per la politica di scheduling \param{policy}.

  
  \funcdecl{int sched\_get\_priority\_min(int policy)} Legge il valore minimo
  della priorità statica per la politica di scheduling \param{policy}.
  
  \bodydesc{La funzioni ritornano il valore della priorità in caso di successo
    e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
    \begin{errlist}
    \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{policy} è invalido.
  \end{errlist}}
\end{functions}


I processi con politica di scheduling \macro{SCHED\_OTHER} devono specificare
un valore nullo (altrimenti si avrà un errore \macro{EINVAL}), questo valore
infatti non ha niente a che vedere con la priorità dinamica determinata dal
valore di \var{nice}, che deve essere impostato con le funzioni viste in
precedenza.

Il kernel mantiene i processi con la stessa priorità assoluta in una lista, ed
esegue sempre il primo della lista, mentre un nuovo processo che torna in
stato \textit{runnable} viene sempre inserito in coda alla lista. Se la
politica scelta è \macro{SCHED\_FIFO} quando il processo viene eseguito viene
automaticamente rimesso in coda alla lista, e la sua esecuzione continua
fintanto che non viene bloccato da una richiesta di I/O, o non rilascia
volontariamente la CPU (in tal caso, tornando nello stato \textit{runnable}
sarà reinserito in coda alla lista); l'esecuzione viene ripresa subito solo
nel caso che esso sia stato interrotto da un processo a priorità più alta.

La priorità assoluta può essere riletta indietro dalla funzione
\func{sched\_getscheduler}, il cui prototipo è:
\begin{prototype}{sched.h}
{int sched\_getscheduler(pid\_t pid)}
  Legge la politica di scheduling per il processo \param{pid}.
  
  \bodydesc{La funzione ritorna la politica di scheduling in caso di successo
    e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
    \begin{errlist}
    \item[\macro{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
    \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{pid} è negativo.
  \end{errlist}}
\end{prototype}

La funzione restituisce il valore (secondo la quanto elencato in
\tabref{tab:proc_sched_policy}) della politica di scheduling per il processo
specificato; se \param{pid} è nullo viene restituito quello del processo
chiamante.

Se si intende operare solo sulla priorità assoluta di un processo si possono
usare le funzioni \func{sched\_setparam} e \func{sched\_getparam}, i cui
prototipi sono:
  
\begin{functions}
  \headdecl{sched.h}

  \funcdecl{int sched\_setparam(pid\_t pid, const struct sched\_param *p)}
  Imposta la priorità assoluta del processo \param{pid}.


  \funcdecl{int sched\_getparam(pid\_t pid, struct sched\_param *p)}
  Legge la priorità assoluta del processo \param{pid}.

  \bodydesc{La funzione ritorna la priorità  in caso di successo
    e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
    \begin{errlist}
    \item[\macro{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
    \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{pid} è negativo.
  \end{errlist}}
\end{functions}

L'uso di \func{sched\_setparam} che è del tutto equivalente a
\func{sched\_setscheduler} con \param{priority} uguale a -1. Come per
\func{sched\_setscheduler} specificando 0 come valore di \param{pid} si opera
sul processo corrente. La disponibilità di entrambe le funzioni può essere
verificata controllando la macro \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING} che è
definita nell'header \macro{sched.h}.

L'ultima funzione che permette di leggere le informazioni relative ai processi
real-time è \func{sched\_rr\_get\_interval}, che permette di ottenere la
lunghezza della \textit{time slice} usata dalla politica \textit{round robin};
il suo prototipo è:
\begin{prototype}{sched.h}
  {int sched\_rr\_get\_interval(pid\_t pid, struct timespec *tp)} Legge in
  \param{tp} la durata della \textit{time slice} per il processo \param{pid}.
  
  \bodydesc{La funzione ritorna 0in caso di successo e -1 in caso di errore,
    nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
    \begin{errlist}
    \item[\macro{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
    \item[\macro{ENOSYS}] la system call non è stata implementata.
  \end{errlist}}
\end{prototype}

La funzione restituisce il valore dell'intervallo di tempo usato per la
politica \textit{round robin} in una struttura \var{timespec}, (la cui
definizione si può trovare in \figref{fig:sys_timeval_struct}).


Come accennato ogni processo che usa lo scheduling real-time può rilasciare
volontariamente la CPU; questo viene fatto attraverso la funzione
\func{sched\_yield}, il cui prototipo è:
\begin{prototype}{sched.h}
  {int sched\_yield(void)} 
  
  Rilascia volontariamente l'esecuzione.
  
  \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e -1 in caso di errore,
    nel qual caso \var{errno} viene impostata opportunamente.}
\end{prototype}

La funzione fa si che il processo rilasci la CPU, in modo da essere rimesso in
coda alla lista dei processi da eseguire, e permettere l'esecuzione di un
altro processo; se però il processo è l'unico ad essere presente sulla coda
l'esecuzione non sarà interrotta. In genere usano questa funzione i processi
in modalità \textit{fifo}, per permettere l'esecuzione degli altri processi
con pari priorità quando la sezione più urgente è finita.


\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 multitasking
occorre tenere conto di 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 essendo questo argomento di carattere generale, ci è parso opportuno
introdurre sinteticamente queste problematiche, che ritroveremo a più riprese
in capitoli successivi, in questa sezione conclusiva del capitolo in cui
abbiamo affrontato la gestione dei processi.


\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 un'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}\index{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 nelle 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:sig_control}).

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
\ctyp{int}, 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 tutti questi casi è anche opportuno marcare come
\ctyp{volatile} le variabili che possono essere interessate ad accesso
condiviso, onde evitare problemi con le ottimizzazioni del codice.



\subsection{Le \textit{race condition}\index{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 quello di un'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 sì 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 sulle risorse condivise (le cosiddette
\textsl{sezioni critiche}\index{sezioni critiche}) del programma, siano
opportunamente protette da meccanismi di sincronizzazione (torneremo su queste
problematiche di questo tipo in \capref{cha:IPC}).

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.


\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
nell'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 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.



%%% Local Variables: 
%%% mode: latex
%%% TeX-master: "gapil"
%%% End: