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

Come accennato nell'introduzione in un sistema unix-like 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{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 una
panoramica dell'architettura dei processi, tratteremo poi 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{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 fondanti di Unix, che esamineremo in dettaglio più avanti, è
che qualunque processo può a sua volta generarne altri. Ogni processo è
identificato presso il sistema da un numero univoco, il cosiddetto
\textit{process identifier} o, più brevemente, \acr{pid}, assegnato in forma
progressiva (vedi sez.~\ref{sec:proc_pid}) quando il processo viene creato.

Una seconda caratteristica di un sistema unix-like 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 del sistema è che ogni processo è sempre stato
generato da un altro processo, il processo generato viene chiamato
\textit{processo figlio} (\textit{child process}) mentre quello che lo ha
viene chiamato \textsl{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 come abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:intro_kern_and_sys} 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 sez.~\ref{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.\footnote{la cosa si fa passando la riga \cmd{init=/bin/sh} come
  parametro di avvio del kernel, l'argomento è di natura amministrativa e
  trattato in sez.~5.3 di \cite{AGL}.}

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize
\begin{Command}
[piccardi@gont piccardi]$ pstree -n 
\end{Command}
\begin{Terminal}
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{Terminal}
%$
  \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 si possono classificare i processi con la
relazione padre/figlio in un'organizzazione gerarchica ad albero. In
fig.~\ref{fig:proc_tree} 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.\footnote{in realtà questo non è
  del tutto vero, in Linux, specialmente nelle versioni più recenti del
  kernel, ci sono alcuni processi speciali (come \cmd{keventd}, \cmd{kswapd},
  ecc.) che pur comparendo nei comandi come figli di \cmd{init}, o con
  \acr{pid} successivi ad uno, sono in realtà processi interni al kernel e che
  non rientrano in questa classificazione.}

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

\begin{figure}[!htb]
  \centering \includegraphics[width=14cm]{img/task_struct}
  \caption{Schema semplificato dell'architettura delle strutture usate dal
    kernel nella gestione dei processi.}
  \label{fig:proc_task_struct}
\end{figure}

% TODO la task_struct è cambiata per qualche dettaglio vedi anche
% http://www.ibm.com/developerworks/linux/library/l-linux-process-management/
% TODO completare la parte su quando viene chiamato lo scheduler.

Come accennato in sez.~\ref{sec:intro_unix_struct} è lo \itindex{scheduler}
\textit{scheduler} che decide quale processo mettere in esecuzione; esso viene
eseguito ad ogni \textit{system call} ed ad ogni interrupt e in una serie di
altre occasioni, 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
\const{HZ},\footnote{fino al kernel 2.4 il valore di \const{HZ} era 100 su
  tutte le architetture tranne l'alpha, per cui era 1000, nel 2.6 è stato
  portato a 1000 su tutte; dal 2.6.13 lo si può impostare in fase di
  compilazione del kernel, con un default di 250 e valori possibili di 100,
  250, 1000 e dal 2.6.20 anche 300 (che è divisibile per le frequenze di
  refresh della televisione); occorre fare attenzione a non confondere questo
  valore con quello dei \itindex{clock~tick} \textit{clock tick} (vedi
  sez.~\ref{sec:sys_unix_time}).} definita in \file{asm/param.h}, ed il cui
valore è espresso in Hertz.

A partire dal kernel 2.6.21 è stato introdotto anche un meccanismo
completamente diverso, detto \textit{tickless}, in cui non c'è più una
interruzione periodica con frequenza prefissata, ma ad ogni chiamata del timer
viene programmata l'interruzione successiva sulla base di una stima; in questo
modo si evita di dover eseguire un migliaio di interruzioni al secondo anche
su macchine che non stanno facendo nulla, con un forte risparmio nell'uso
dell'energia da parte del processore che può essere messo in stato di
sospensione anche per lunghi periodi di tempo.

Indipendentemente dalle motivazioni per cui questo avviene, ogni volta che
viene eseguito lo \itindex{scheduler} \textit{scheduler} effettua il calcolo
delle priorità dei vari processi attivi (torneremo su questo in
sez.~\ref{sec:proc_priority}) e stabilisce quale di essi debba essere posto in
esecuzione fino alla successiva invocazione.


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

Come accennato nella sezione precedente ogni processo viene identificato dal
sistema da un numero identificativo univoco, il \textit{process ID} o
\acr{pid}. Questo è un tipo di dato standard, \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,\footnote{in genere viene assegnato il numero successivo
  a quello usato per l'ultimo processo creato, a meno che questo numero non
  sia già utilizzato per un altro \acr{pid}, \acr{pgid} o \acr{sid} (vedi
  sez.~\ref{sec:sess_proc_group}).} fino ad un limite che, essendo il
tradizionalmente il \acr{pid} un numero positivo memorizzato in un intero a 16
bit, arriva ad un massimo di 32768.  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, erano definiti dalla macro
  \const{PID\_MAX} nei file \file{threads.h} e \file{fork.c} dei sorgenti del
  kernel, con il 2.6.x e la nuova interfaccia per i \itindex{thread}
  \textit{thread} anche il meccanismo di allocazione dei \acr{pid} è stato
  modificato ed il valore massimo è impostabile attraverso il file
  \procfile{/proc/sys/kernel/pid\_max} e di default vale 32768.} che serve a
riservare i \acr{pid} più bassi ai processi eseguiti direttamente dal kernel.
Per questo motivo, come visto in sez.~\ref{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 usando le due funzioni \funcd{getpid} e \funcd{getppid}, i cui
prototipi sono:

\begin{funcproto}{ 
\fhead{sys/types.h}
\fhead{unistd.h}
\fdecl{pid\_t getpid(void)}
\fdesc{Restituisce il \acr{pid} del processo corrente..} 
\fdecl{pid\_t getppid(void)}
\fdesc{Restituisce il \acr{pid} del padre del processo corrente.} 
}
{Entrambe le funzioni non riportano condizioni di errore.}   
\end{funcproto}

\noindent esempi dell'uso di queste funzioni sono riportati in
fig.~\ref{fig:proc_fork_code}, nel programma \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{tempnam} (si veda sez.~\ref{sec:file_temp_file}) usa il
\acr{pid} per generare un \itindex{pathname} \textit{pathname} univoco, che
non potrà essere replicato da un altro processo che usi la stessa
funzione. Questo utilizzo però può risultare pericoloso, un \acr{pid} infatti
è univoco solo fintanto che un processo è attivo, una volta terminato esso
potrà essere riutilizzato da un processo completamente diverso, e di questo
bisogna essere ben consapevoli.

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
cap.~\ref{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
sez.~\ref{sec:sess_proc_group}, relativi al controllo di sessione, ad ogni
processo vengono associati degli ulteriori identificatori ed in particolare
quelli 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
sez.~\ref{sec:proc_perms}.


\subsection{La funzione \func{fork} e le funzioni di creazione dei processi}
\label{sec:proc_fork}

La funzione \funcd{fork} è la funzione fondamentale della gestione dei
processi: come si è detto tradizionalmente l'unico modo di creare un nuovo
processo era attraverso l'uso di questa funzione,\footnote{in realtà oggi la
  \textit{system call} usata da Linux per creare nuovi processi è \func{clone}
  (vedi \ref{sec:process_clone}), anche perché a partire dalle \acr{glibc}
  2.3.3 non viene più usata la \textit{system call} originale, ma la stessa
  \func{fork} viene implementata tramite \func{clone}, cosa che consente una
  migliore interazione coi \textit{thread}.} essa quindi riveste un ruolo
centrale tutte le volte che si devono scrivere programmi che usano il
multitasking.\footnote{oggi questa rilevanza, con la diffusione dell'uso dei
  \textit{thread} che tratteremo al cap.~\ref{cha:threads}, è in parte minore,
  ma \func{fork} resta comunque la funzione principale per la creazione di
  processi.} Il prototipo della funzione è:

\begin{funcproto}{ 
\fhead{unistd.h}
\fdecl{pid\_t fork(void)}
\fdesc{Crea un nuovo processo.} 
}
{La funzione ritorna il \acr{pid} del figlio al padre e $0$ al figlio in caso 
  di successo e $-1$ al padre senza creare il figlio per un errore,
  nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori: 
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{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[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare la memoria per le
    strutture necessarie al kernel per creare il nuovo processo.
  \end{errlist}}
\end{funcproto}

Dopo il successo dell'esecuzione di una \func{fork} sia il processo padre che
il processo figlio continuano ad essere eseguiti normalmente a partire
dall'istruzione successiva alla \func{fork}. Il processo figlio è una copia del
padre, e riceve una copia dei \index{segmento!testo} segmenti di testo,
\index{segmento!dati} dati e dello \itindex{stack} \textit{stack} (vedi
sez.~\ref{sec:proc_mem_layout}), ed esegue esattamente lo stesso codice del
padre. Si tenga presente però che la memoria è copiata e non condivisa,
pertanto padre e figlio vedranno variabili diverse e le eventuali modifiche
saranno totalmente indipendenti.

Per quanto riguarda la gestione della memoria, in generale il
\index{segmento!testo} segmento di testo, che è identico per i due processi, è
condiviso e tenuto in sola lettura per il padre e per i figli. Per gli altri
segmenti Linux utilizza la tecnica del \itindex{copy~on~write} \textit{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
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}, come spiegato in sez.~\ref{sec:proc_pid}, per cui si usa il
valore nullo, che non è il \acr{pid} di nessun processo.

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 argomento su cui torneremo
in sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}, (vedi in particolare
tab.~\ref{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 programmi server (il modello
\textit{client-server} è illustrato in sez.~\ref{sec:net_cliserv}) in cui il
padre riceve ed accetta le richieste da parte dei programmi 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 di fare una \func{exec} (di
cui parleremo in sez.~\ref{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 alcune caratteristiche del processo
(maschera dei segnali, redirezione dell'output, utente per conto del cui viene
eseguito, e molto altro su cui torneremo in seguito) prima della \func{exec},
rendendo così relativamente facile intervenire sulle le modalità di esecuzione
del nuovo programma.

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
  \includecodesample{listati/ForkTest.c}
  \end{minipage}
  \normalsize
  \caption{Esempio di codice per la creazione di nuovi processi.}
  \label{fig:proc_fork_code}
\end{figure}

In fig.~\ref{fig:proc_fork_code} è riportato il corpo del codice del programma
di esempio \cmd{forktest}, che permette di illustrare molte caratteristiche
dell'uso della funzione \func{fork}. Il programma crea 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
\url{http://gapil.truelite.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, che è preceduto dall'istruzione \code{export
  LD\_LIBRARY\_PATH=./} per permettere l'uso delle librerie dinamiche, senza
specificare attese (come si può notare in (\texttt{\small 17--19}) i valori
predefiniti specificano di non attendere), otterremo come risultato sul
terminale:
\begin{Command}
[piccardi@selidor sources]$ export LD_LIBRARY_PATH=./; ./forktest 3
\end{Command}
%$
\begin{Terminal}
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{Terminal} 

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
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
\itindex{scheduler} scheduling usato dal kernel, dalla particolare situazione
in cui 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 \itindex{race~condition} \textit{race
  condition} (vedi sez.~\ref{sec:proc_race_cond}).

In realtà con l'introduzione dei kernel della serie 2.6 lo \itindex{scheduler}
\textit{scheduler} è stato modificato per eseguire sempre per primo il
figlio.\footnote{i risultati precedenti infatti sono stati ottenuti usando un
  kernel della serie 2.4.}  Questa è una ottimizzazione adottata per evitare
che il padre, effettuando per primo una operazione di scrittura in memoria,
attivasse il meccanismo del \itindex{copy~on~write} \textit{copy on write},
operazione inutile qualora il figlio venga creato solo per eseguire una
\func{exec} su altro programma che scarta completamente lo spazio degli
indirizzi e rende superflua la copia della memoria modificata dal
padre. Eseguendo sempre per primo il figlio la \func{exec} verrebbe effettuata
subito, con la certezza di utilizzare \itindex{copy~on~write} \textit{copy on
  write} solo quando necessario.

Con il kernel 2.6.32 però il comportamento è stato nuovamente cambiato,
stavolta facendo eseguire per primo sempre il padre. Si è realizzato infatti
che l'eventualità prospettata per la scelta precedente era comunque molto
improbabile, mentre l'esecuzione immediata del padre presenta sempre il
vantaggio di poter utilizzare immediatamente tutti i dati che sono nella cache
della CPU e nella unità di gestione della memoria virtuale senza doverli
invalidare, cosa che per i processori moderni, che hanno linee di cache
interne molto profonde, avrebbe un forte impatto sulle prestazioni.

Allora anche se quanto detto in precedenza vale come comportamento effettivo
dei programmi soltanto per i kernel fino alla serie 2.4, per mantenere la
portabilità con altri kernel unix-like, e con i diversi comportamenti adottati
dalle Linux nelle versioni successive, è opportuno non fare affidamento su
nessun tipo comportamento predefinito e non dare per assunta l'esecuzione
preventiva del padre o del figlio.

Si noti poi come dopo la \func{fork}, essendo i segmenti di memoria utilizzati
dai singoli processi completamente indipendenti, 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. Ne parleremo qui anche
se buona parte dei concetti relativi ai file verranno trattati più avanti
(principalmente nel cap.~\ref{cha:file_unix_interface}). Per illustrare meglio
quello che avviene si può redirigere su un file l'output del programma di
test, quello che otterremo è:
\begin{Command}
[piccardi@selidor sources]$ ./forktest 3 > output
[piccardi@selidor sources]$ cat output
\end{Command}
\begin{Terminal}
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{Terminal}
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 cap.~\ref{cha:file_unix_interface} per l'interfaccia
nativa Unix ed in cap.~\ref{cha:files_std_interface} per la standardizzazione
adottata nelle librerie del linguaggio C e valida per qualunque sistema
operativo. Qui basta accennare che si sono usate le funzioni standard della
libreria del C che prevedono l'output bufferizzato. Il punto è che questa
bufferizzazione (che tratteremo in dettaglio in sez.~\ref{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, in cui il buffer
viene scaricato ad ogni carattere di a capo.

Nel primo esempio allora avevamo che, essendovi un a capo nella stringa
stampata, ad ogni chiamata a \func{printf} il buffer veniva scaricato, per cui
le singole righe comparivano 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
sez.~\ref{sec:file_sharing}), ma anche che, a differenza di quanto avviene per
le variabili in memoria, la posizione corrente sul file è condivisa fra il
padre e tutti i processi figli. 

Quello che succede è che quando lo \textit{standard output}\footnote{si chiama
  così il file su cui un programma scrive i suoi dati in uscita, tratteremo
  l'argomento in dettaglio in sez.~\ref{sec:file_std_descr}.} del padre viene
rediretto come si è fatto nell'esempio, lo stesso avviene anche per tutti i
figli. La funzione \func{fork} infatti ha la caratteristica di duplicare nei
processi figli tutti i file descriptor (vedi sez.~\ref{sec:file_fd}) dei file
aperti nel processo padre (allo stesso modo in cui lo fa la funzione
\func{dup}, trattata in sez.~\ref{sec:file_dup}), il che comporta che padre e
figli condividono le stesse voci della \itindex{file~table} \textit{file
  table} (tratteremo in dettagli questi termini in
sez.~\ref{sec:file_sharing}) fra cui c'è anche la posizione corrente nel file.

In questo modo se un processo scrive su un file aggiornerà la posizione
corrente sulla \itindex{file~table} \textit{file table}, e tutti gli altri
processi, che vedono la stessa \itindex{file~table} \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 di questo comportamento è la shell
quando lancia un programma.  In questo modo, anche se lo standard 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 \itindex{close-on-exec}
  \textit{close-on-exec} impostati (vedi sez.~\ref{sec:proc_exec} e
  sez.~\ref{sec:file_fcntl});
\item gli identificatori per il controllo di accesso: l'\textsl{user-ID
    reale}, il \textsl{group-ID reale}, l'\textsl{user-ID effettivo}, il
  \textsl{group-ID effettivo} ed i \textit{group-ID supplementari} (vedi
  sez.~\ref{sec:proc_access_id});
\item gli identificatori per il controllo di sessione: il
  \itindex{process~group} \textit{process group-ID} e il \textit{session id}
  ed il terminale di controllo (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group});
\item la directory di lavoro e la directory radice (vedi
  sez.~\ref{sec:file_work_dir} e sez.~\ref{sec:file_chroot});
\item la maschera dei permessi di creazione dei file (vedi
  sez.~\ref{sec:file_perm_management});
\item la maschera dei segnali bloccati (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigmask}) e le
  azioni installate (vedi sez.~\ref{sec:sig_gen_beha});
\item i segmenti di memoria condivisa agganciati al processo (vedi
  sez.~\ref{sec:ipc_sysv_shm});
\item i limiti sulle risorse (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit});
\item il valori di \textit{nice}, le priorità real-time e le affinità di
  processore (vedi sez.~\ref{sec:proc_sched_stand},
  sez.~\ref{sec:proc_real_time} e sez.~\ref{sec:proc_sched_multiprocess});
\item le variabili di ambiente (vedi sez.~\ref{sec:proc_environ}).
\item l'insieme dei descrittori associati alle code di messaggi POSIX (vedi
  sez.~\ref{sec:ipc_posix_mq}) che vengono copiate come i file descriptor,
  questo significa che entrambi condivideranno gli stessi flag.
\end{itemize*}

Oltre a quelle relative ad un diverso spazio degli indirizzi (e una memoria
totalmente indipendente) le differenze fra padre e figlio dopo l'esecuzione di
una \func{fork} invece sono:\footnote{a parte le ultime quattro, relative a
  funzionalità specifiche di Linux, le altre sono esplicitamente menzionate
  dallo standard POSIX.1-2001.}
\begin{itemize*}
\item il valore di ritorno di \func{fork};
\item il \acr{pid} (\textit{process id}), quello del figlio viene assegnato ad
  un nuovo valore univoco;
\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 (vedi sez.~\ref{sec:sys_cpu_times}) e
  delle risorse usate (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_use}), che nel figlio
  sono posti a zero;
\item i \textit{lock} sui file (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}) e sulla
  memoria (vedi sez.~\ref{sec:proc_mem_lock}), che non vengono ereditati dal
  figlio;
\item gli allarmi, i timer (vedi sez.~\ref{sec:sig_alarm_abort}) ed i segnali
  pendenti (vedi sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}), che per il figlio vengono
  cancellati.
\item le operazioni di I/O asincrono in corso (vedi
  sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}) che non vengono ereditate dal figlio;
\item gli aggiustamenti fatti dal padre ai semafori con \func{semop} (vedi
  sez.~\ref{sec:ipc_sysv_sem}).
\item le notifiche sui cambiamenti delle directory con \textit{dnotify} (vedi
  sez.~\ref{sec:sig_notification}), che non vengono ereditate dal figlio;
\item le mappature di memoria marcate come \const{MADV\_DONTFORK} (vedi
  sez.~\ref{sec:file_memory_map}) che non vengono ereditate dal figlio;
\item l'impostazione con \func{prctl} (vedi sez.~\ref{sec:process_prctl}) che
  notifica al figlio la terminazione del padre viene cancellata se presente
  nel padre;
\item il segnale di terminazione del figlio è sempre \signal{SIGCHLD} anche
  qualora nel padre fosse stato modificato (vedi sez.~\ref{sec:process_clone}). 
\end{itemize*}

Una seconda funzione storica usata per la creazione di un nuovo processo è
\func{vfork}, che 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 \itindex{copy~on~write} \textit{copy on write} la
perdita di prestazioni è assolutamente trascurabile, e l'uso di questa
funzione, che resta un caso speciale della \textit{system call} \func{clone}
(che tratteremo in dettaglio in sez.~\ref{sec:process_clone}) è deprecato; per
questo eviteremo di trattarla ulteriormente.


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

In sez.~\ref{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 \textit{multitasking} resta da affrontare l'argomento dal punto
di vista di come il sistema gestisce la conclusione dei processi.

Abbiamo visto in sez.~\ref{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 i \textit{file stream} e
poi esegue \func{\_exit}, il ritorno dalla funzione \func{main} equivalente
alla chiamata di \func{exit}, e la chiamata diretta a \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} (vedi sez.~\ref{sec:sig_alarm_abort}) per
invocare una chiusura anomala, o essere terminato da un segnale (torneremo sui
segnali in cap.~\ref{cha:signals}).  In realtà anche la prima modalità si
riconduce alla seconda, dato che \func{abort} si limita a generare il segnale
\signal{SIGABRT}.

Qualunque sia la modalità di conclusione di un processo, il kernel esegue
comunque una serie di operazioni di terminazione: 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 \signal{SIGCHLD} al processo padre (vedi
  sez.~\ref{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 \signal{SIGHUP} a tutti i
  processi del gruppo di \textit{foreground} e il terminale di controllo viene
  disconnesso (vedi sez.~\ref{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 \signal{SIGHUP} e \signal{SIGCONT}
  (vedi ancora sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}).
\end{itemize*}

\itindbeg{termination~status} 

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 \itindex{termination~status} \textsl{stato di
  terminazione} (il cosiddetto \textit{termination status}) al processo padre.

Nel caso di conclusione normale, abbiamo visto in
sez.~\ref{sec:proc_conclusion} che lo stato di uscita del processo viene
caratterizzato tramite il valore del cosiddetto \textit{exit status}, cioè il
valore passato come argomento alle funzioni \func{exit} o \func{\_exit} o il
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
sez.~\ref{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 abbia 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}, o meglio dal processo con \acr{pid} 1,
cioè quello lanciato direttamente dal kernel all'avvio, che sta alla base
dell'albero dei processi visto in sez.~\ref{sec:proc_hierarchy} e che anche
per questo motivo ha un ruolo essenziale nel sistema e non può mai
terminare.\footnote{almeno non senza un blocco completo del sistema, in caso
  di terminazione o di non esecuzione di \cmd{init} infatti il kernel si
  blocca con un cosiddetto \textit{kernel panic}, dato che questo è un errore
  fatale.}

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 verrà sostituito dal kernel con il \acr{pid} di
\cmd{init}, 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:
\begin{Command}
[piccardi@selidor sources]$ ./forktest -c2 3
\end{Command}
\begin{Terminal}[commandchars=\\\{\}]
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 

\textbf{[piccardi@selidor sources]$} Child 3, parent 1, exiting
Child 2, parent 1, exiting
Child 1, parent 1, exiting
\end{Terminal}
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 sez.~\ref{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 \itindex{zombie} \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 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}). Quando
il padre effettuerà la lettura dello stato di terminazione anche questa
informazione, non più necessaria, verrà scartata ed il processo potrà
considerarso completamente concluso.

Possiamo utilizzare il nostro programma di prova per analizzare anche questa
condizione: lanciamo il comando \cmd{forktest} in \textit{background} (vedi
sez.~\ref{sec:sess_job_control}), 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:
\begin{Command}
[piccardi@selidor sources]$ ps T
\end{Command}
%$
\begin{Terminal}
  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{Terminal} 
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 \itindex{zombie} \textit{zombie} e l'indicazione che
sono terminati (la scritta \texttt{defunct}).

La possibilità di avere degli \itindex{zombie} \textit{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 sez.~\ref{sec:sig_sigchld} e
sez.~\ref{sec:proc_wait}) di cui vedremo un esempio in
fig.~\ref{fig:sig_sigchld_handl}.  

Questa operazione è necessaria perché anche se gli \itindex{zombie}
\textit{zombie} non consumano risorse di memoria o processore, occupano
comunque una voce nella tabella dei processi e se li si lascia accumulare a
lungo quest'ultima potrebbe riempirsi, con l'impossibilità di lanciare nuovi
processi. 

Si noti tuttavia che quando un processo adottato da \cmd{init} termina, non
diviene mai uno \itindex{zombie} \textit{zombie}. Questo perché una delle
funzioni di \cmd{init} è appunto quella di chiamare la funzione \func{wait}
per i processi a 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 \itindex{zombie}
\textit{zombie}. Questi scompaiono quando, alla terminazione del padre dopo i
secondi programmati, tutti figli che avevamo generato, e che erano diventati
\itindex{zombie} \textit{zombie}, vengono adottati da \cmd{init}, il quale
provvede a completarne la terminazione.

Si tenga presente infine che siccome gli \itindex{zombie} \textit{zombie} sono
processi già terminati, non c'è modo di eliminarli con il comando \cmd{kill} o
inviandogli un qualunque segnale di terminazione (l'argomento è trattato in
sez.~\ref{sec:sig_termination}). 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 concluderne la terminazione.

\subsection{Le funzioni di attesa e ricezione degli stati di uscita}
\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 \itindex{zombie} \textit{zombie} la tabella dei
processi. Tratteremo in questa sezione le funzioni deputate a questo compito;
la prima è \funcd{wait} ed il suo prototipo è:

\begin{funcproto}{ 
\fhead{sys/types.h}
\fhead{sys/wait.h}
\fdecl{pid\_t wait(int *status)}
\fdesc{Attende la terminazione di un processo.} 
}
{La funzione ritorna il \acr{pid} del figlio in caso di successo e $-1$ per un
  errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{ECHILD}] il processo non ha nessun figlio di cui attendere
    uno stato di terminazione.
  \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
  \end{errlist}}
\end{funcproto}

Questa funzione è presente fin dalle prime versioni di Unix ed è quella usata
tradizionalmente per attendere la terminazione dei figli. La funzione sospende
l'esecuzione del processo corrente e ritorna non appena un qualunque processo
figlio termina. Se un figlio è già terminato prima della sua chiamata la
funzione ritorna immediatamente, se più processi figli sono già terminati
occorrerà continuare a chiamare la funzione più volte fintanto che non si è
recuperato lo stato di terminazione di tutti quanti.

Al ritorno della funzione lo stato di terminazione del figlio viene salvato
(come \itindex{value~result~argument} \textit{value result argument}) nella
variabile puntata da \param{status} e tutte le risorse del kernel relative al
processo (vedi sez.~\ref{sec:proc_termination}) vengono rilasciate.  Nel caso
un processo abbia più figli il valore di ritorno della funzione sarà impostato
al \acr{pid} del processo di cui si è ricevuto lo stato di terminazione, cosa
che permette di identificare qual è il figlio che è terminato.

\itindend{termination~status} 

Questa funzione ha il difetto di essere poco flessibile, in quanto ritorna
all'uscita di un qualunque processo figlio. Nelle occasioni in cui è
necessario attendere la conclusione di uno specifico processo fra tutti quelli
esistenti occorre predisporre un meccanismo che tenga conto di tutti processi
che sono terminati, e provveda a ripetere la chiamata alla funzione nel caso
il processo cercato non risulti fra questi. Se infatti il processo cercato è
già terminato e se è già ricevuto lo stato di uscita senza registrarlo, la
funzione non ha modo di accorgersene, e si continuerà a chiamarla senza
accorgersi che quanto interessava è già accaduto.

Per questo motivo lo standard POSIX.1 ha introdotto una seconda funzione che
effettua lo stesso servizio, ma dispone di una serie di funzionalità più
ampie, legate anche al controllo di sessione (si veda
sez.~\ref{sec:sess_job_control}).  Dato che è possibile ottenere lo stesso
comportamento di \func{wait}\footnote{in effetti il codice
  \code{wait(\&status)} è del tutto equivalente a \code{waitpid(WAIT\_ANY,
    \&status, 0)}.} si consiglia di utilizzare sempre questa nuova funzione,
\funcd{waitpid}, il cui prototipo è:

\begin{funcproto}{ 
\fhead{sys/types.h}
\fhead{sys/wait.h}
\fdecl{pid\_t waitpid(pid\_t pid, int *status, int options)}
\fdesc{Attende il cambiamento di stato di un processo figlio.} 
}
{La funzione ritorna il \acr{pid} del processo che ha cambiato stato in caso
  di successo, o 0 se è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e il
  processo non è uscito e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno}
  assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EINTR}] non è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e
    la funzione è stata interrotta da un segnale.
  \item[\errcode{ECHILD}] il processo specificato da \param{pid} non esiste o
    non è figlio del processo chiamante.
  \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per
    l'argomento \param{options}.
  \end{errlist}}
\end{funcproto}

La prima differenza fra le due funzioni è che con \func{waitpid} si può
specificare in maniera flessibile quale processo attendere, sulla base del
valore fornito dall'argomento \param{pid}, questo può assumere diversi valori,
secondo lo specchietto riportato in tab.~\ref{tab:proc_waidpid_pid}, dove si
sono riportate anche le costanti definite per indicare alcuni di essi.

\begin{table}[!htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|c|c|p{8cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Costante} &\textbf{Significato}\\
    \hline
    \hline
    $<-1$& --               & Attende per un figlio il cui
                              \itindex{process~group} \textit{process group}
                              (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) è uguale
                              al valore assoluto di \param{pid}. \\ 
    $-1$&\const{WAIT\_ANY}  & Attende per un figlio qualsiasi, usata in
                              questa maniera senza specificare nessuna opzione
                              è equivalente a \func{wait}.\\ 
    $ 0$&\const{WAIT\_MYPGRP}&Attende per un figlio il cui
                              \itindex{process~group} \textit{process group}
                              (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) è
                              uguale a quello del processo chiamante. \\ 
    $>0$& --                & Attende per un figlio il cui \acr{pid} è uguale
                              al valore di \param{pid}.\\
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Significato dei valori dell'argomento \param{pid} della funzione
    \func{waitpid}.}
  \label{tab:proc_waidpid_pid}
\end{table}

Il comportamento di \func{waitpid} può inoltre essere modificato passando alla
funzione delle opportune opzioni tramite l'argomento \param{options}; questo
deve essere specificato come maschera binaria delle costanti riportati nella
prima parte in tab.~\ref{tab:proc_waitpid_options} che possono essere
combinate fra loro con un OR aritmetico. Nella seconda parte della stessa
tabella si sono riportati anche alcuni valori non standard specifici di Linux,
che consentono un controllo più dettagliato per i processi creati con la
\textit{system call} generica \func{clone} (vedi sez.~\ref{sec:process_clone})
usati principalmente per la gestione della terminazione dei \itindex{thread}
\textit{thread} (vedi sez.~\ref{sec:thread_xxx}).

\begin{table}[!htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Descrizione}\\
    \hline
    \hline
    \const{WNOHANG}   & La funzione ritorna immediatamente anche se non è
                        terminato nessun processo figlio. \\
    \const{WUNTRACED} & Ritorna anche se un processo figlio è stato fermato. \\
    \const{WCONTINUED}& Ritorna anche quando un processo figlio che era stato
                        fermato ha ripreso l'esecuzione.\footnotemark \\
    \hline
    \const{\_\_WCLONE}& Attende solo per i figli creati con \func{clone} 
                        (vedi sez.~\ref{sec:process_clone}), vale a dire
                        processi che non emettono nessun segnale 
                        o emettono un segnale diverso da \signal{SIGCHLD} alla
                        terminazione. \\
    \const{\_\_WALL}  & Attende per qualunque processo figlio. \\
    \const{\_\_WNOTHREAD}& Non attende per i figli di altri \textit{thread}
                        dello stesso gruppo. \\
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Costanti che identificano i bit dell'argomento \param{options}
    della funzione \func{waitpid}.} 
  \label{tab:proc_waitpid_options}
\end{table}

\footnotetext{disponibile solo a partire dal kernel 2.6.10.}

L'uso dell'opzione \const{WNOHANG} consente di prevenire il blocco della
funzione qualora nessun figlio sia uscito (o non si siano verificate le altre
condizioni per l'uscita della funzione); in tal caso la funzione ritornerà un
valore nullo anziché positivo.\footnote{anche in questo caso un valore
  positivo indicherà il \acr{pid} del processo di cui si è ricevuto lo stato
  ed un valore negativo un errore.}

Le altre due opzioni \const{WUNTRACED} e \const{WCONTINUED} consentono
rispettivamente di tracciare non la terminazione di un processo, ma il fatto
che esso sia stato fermato, o fatto ripartire, e sono utilizzate per la
gestione del controllo di sessione (vedi sez.~\ref{sec:sess_job_control}).

Nel caso di \const{WUNTRACED} la funzione ritorna, restituendone il \acr{pid},
quando un processo figlio entra nello stato \textit{stopped}\footnote{in
  realtà viene notificato soltanto il caso in cui il processo è stato fermato
  da un segnale di stop (vedi sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}), e non quello in
  cui lo stato \textit{stopped} è dovuto all'uso di \func{ptrace} (vedi
  sez.~\ref{sec:process_ptrace}).} (vedi tab.~\ref{tab:proc_proc_states}),
mentre con \const{WCONTINUED} la funzione ritorna quando un processo in stato
\textit{stopped} riprende l'esecuzione per la ricezione del segnale
\signal{SIGCONT} (l'uso di questi segnali per il controllo di sessione è
dettagliato in sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}).

La terminazione di un processo figlio (così come gli altri eventi osservabili
con \func{waitpid}) 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
\signal{SIGCHLD} al padre. L'azione predefinita (si veda
sez.~\ref{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.

Il comportamento delle funzioni è però cambiato nel passaggio dal kernel 2.4
al kernel 2.6, quest'ultimo infatti si è adeguato alle prescrizioni dello
standard POSIX.1-2001,\footnote{una revisione del 2001 dello standard POSIX.1
  che ha aggiunto dei requisiti e delle nuove funzioni, come \func{waitid}.}
e come da esso richiesto se \signal{SIGCHLD} viene ignorato, o se si imposta il
flag di \const{SA\_NOCLDSTOP} nella ricezione dello stesso (si veda
sez.~\ref{sec:sig_sigaction}) i processi figli che terminano non diventano
\textit{zombie} e sia \func{wait} che \func{waitpid} si bloccano fintanto che
tutti i processi figli non sono terminati, dopo di che falliscono con un
errore di \errcode{ENOCHLD}.\footnote{questo è anche il motivo per cui le
  opzioni \const{WUNTRACED} e \const{WCONTINUED} sono utilizzabili soltanto
  qualora non si sia impostato il flag di \const{SA\_NOCLDSTOP} per il segnale
  \signal{SIGCHLD}.}

Con i kernel della serie 2.4 e tutti i kernel delle serie precedenti entrambe
le funzioni di attesa ignorano questa prescrizione\footnote{lo standard POSIX.1
  originale infatti lascia indefinito il comportamento di queste funzioni
  quando \signal{SIGCHLD} viene ignorato.} e si comportano sempre nello stesso
modo, indipendentemente dal fatto \signal{SIGCHLD} sia ignorato o meno:
attendono la terminazione di un processo figlio e ritornano il relativo
\acr{pid} e lo stato di terminazione nell'argomento \param{status}.

\begin{table}[!htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|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 \val{WIFEXITED} ha restituito un valore non
                             nullo.\\ 
    \macro{WIFSIGNALED(s)} & Condizione vera se il processo figlio è terminato
                             in maniera anomala a causa di un segnale che non
                             è stato catturato (vedi
                             sez.~\ref{sec:sig_notification}).\\ 
    \macro{WTERMSIG(s)}    & Restituisce il numero del segnale che ha causato
                             la terminazione anomala del processo; può essere
                             valutata solo se \val{WIFSIGNALED} ha restituito
                             un valore non nullo.\\ 
    \macro{WCOREDUMP(s)}   & Vera se il processo terminato ha generato un
                             file di \itindex{core~dump} \textit{core
                               dump}; può essere valutata solo se
                             \val{WIFSIGNALED} ha restituito un valore non
                             nullo.\footnotemark \\
    \macro{WIFSTOPPED(s)}  & Vera se il processo che ha causato il ritorno di
                             \func{waitpid} è bloccato; l'uso è possibile solo
                             con \func{waitpid} avendo specificato l'opzione
                             \const{WUNTRACED}.\\
    \macro{WSTOPSIG(s)}    & Restituisce il numero del segnale che ha bloccato
                             il processo; può essere valutata solo se
                             \val{WIFSTOPPED} ha restituito un valore non
                             nullo. \\ 
    \macro{WIFCONTINUED(s)}& Vera se il processo che ha causato il ritorno è
                             stato riavviato da un
                             \signal{SIGCONT}.\footnotemark  \\ 
    \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}

\footnotetext[20]{questa macro non è definita dallo standard POSIX.1-2001, ma è
  presente come estensione sia in Linux che in altri Unix, deve essere
  pertanto utilizzata con attenzione (ad esempio è il caso di usarla in un
  blocco \texttt{\#ifdef WCOREDUMP ... \#endif}.}

\footnotetext{è presente solo a partire dal kernel 2.6.10.}

In generale in un programma non si vuole essere forzati ad attendere la
conclusione di un processo figlio per proseguire l'esecuzione, specie se tutto
questo serve solo per leggerne lo stato di chiusura (ed evitare eventualmente
la presenza di \itindex{zombie} \textit{zombie}). 

Per questo la modalità più comune di chiamare queste funzioni è quella di
utilizzarle all'interno di un \textit{signal handler} (vedremo un esempio di
come gestire \signal{SIGCHLD} con i segnali in sez.~\ref{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{waitpid} non si bloccherà.

Come accennato sia \func{wait} che \func{waitpid} 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, ma
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 \itindex{core~dump} \textit{core dump}, 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 tab.~\ref{tab:proc_status_macro}; si tenga
presente che queste macro prevedono che gli si passi come parametro la
variabile di tipo \ctyp{int} puntata dall'argomento \param{status} restituito
da \func{wait} o \func{waitpid}.

Si tenga conto che nel caso di conclusione anomala il valore restituito da
\val{WTERMSIG} può essere confrontato con le costanti che identificano i
segnali definite in \file{signal.h} ed elencate in
tab.~\ref{tab:sig_signal_list}, e stampato usando le apposite funzioni
trattate in sez.~\ref{sec:sig_strsignal}.

A partire dal kernel 2.6.9, sempre in conformità allo standard POSIX.1-2001, è
stata introdotta una nuova funzione di attesa che consente di avere un
controllo molto più preciso sui possibili cambiamenti di stato dei processi
figli e più dettagli sullo stato di uscita; la funzione è \funcd{waitid} ed il
suo prototipo è:

\begin{funcproto}{ 
\fhead{sys/types.h}
\fhead{sys/wait.h}
\fdecl{int waitid(idtype\_t idtype, id\_t id, siginfo\_t *infop, int options)}
\fdesc{Attende il cambiamento di stato di un processo figlio.} 
}
{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
  caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EINTR}] non è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e
    la funzione è stata interrotta da un segnale.
  \item[\errcode{ECHILD}] il processo specificato da \param{pid} non esiste o
    non è figlio del processo chiamante.
  \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per
    l'argomento \param{options}.
  \end{errlist}}
\end{funcproto}

La funzione prevede che si specifichi quali processi si intendono osservare
usando i due argomenti \param{idtype} ed \param{id}; il primo indica se ci si
vuole porre in attesa su un singolo processo, un gruppo di processi o un
processo qualsiasi, e deve essere specificato secondo uno dei valori di
tab.~\ref{tab:proc_waitid_idtype}; il secondo indica, a seconda del valore del
primo, quale processo o quale gruppo di processi selezionare.

\begin{table}[!htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Descrizione}\\
    \hline
    \hline
    \const{P\_PID} & Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
                     il cui \acr{pid} corrisponda al valore dell'argomento
                     \param{id}.\\
    \const{P\_PGID}& Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
                     appartenente al \textit{process group} (vedi
                     sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) il cui \acr{pgid}
                     corrisponda al valore dell'argomento \param{id}.\\
    \const{P\_ALL} & Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
                     generico, il valore dell'argomento \param{id} viene
                     ignorato.\\
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Costanti per i valori dell'argomento \param{idtype} della funzione
    \func{waitid}.}
  \label{tab:proc_waitid_idtype}
\end{table}

Come per \func{waitpid} anche il comportamento di \func{waitid} viene
controllato dall'argomento \param{options}, da specificare come maschera
binaria dei valori riportati in tab.~\ref{tab:proc_waitid_options}. Benché
alcuni di questi siano identici come significato ed effetto ai precedenti di
tab.~\ref{tab:proc_waitpid_options}, ci sono delle differenze significative:
in questo caso si dovrà specificare esplicitamente l'attesa della terminazione
di un processo impostando l'opzione \const{WEXITED}, mentre il precedente
\const{WUNTRACED} è sostituito da \const{WSTOPPED}.  Infine è stata aggiunta
l'opzione \const{WNOWAIT} che consente una lettura dello stato mantenendo il
processo in attesa di ricezione, così che una successiva chiamata possa di
nuovo riceverne lo stato.

\begin{table}[!htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Descrizione}\\
    \hline
    \hline
    \const{WEXITED}   & Ritorna quando un processo figlio è terminato.\\
    \const{WNOHANG}   & Ritorna immediatamente anche se non c'è niente da
                        notificare.\\ 
    \const{WSTOPPED} &  Ritorna quando un processo figlio è stato fermato.\\
    \const{WCONTINUED}& Ritorna quando un processo figlio che era stato
                        fermato ha ripreso l'esecuzione.\\
    \const{WNOWAIT}   & Lascia il processo ancora in attesa di ricezione, così
                        che una successiva chiamata possa di nuovo riceverne
                        lo stato.\\
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Costanti che identificano i bit dell'argomento \param{options}
    della funzione \func{waitid}.} 
  \label{tab:proc_waitid_options}
\end{table}

La funzione \func{waitid} restituisce un valore nullo in caso di successo, e
$-1$ in caso di errore; viene restituito un valore nullo anche se è stata
specificata l'opzione \const{WNOHANG} e la funzione è ritornata immediatamente
senza che nessun figlio sia terminato. Pertanto per verificare il motivo del
ritorno della funzione occorre analizzare le informazioni che essa
restituisce; queste, al contrario delle precedenti \func{wait} e
\func{waitpid} che usavano un semplice valore numerico, sono ritornate in una
struttura di tipo \struct{siginfo\_t} (vedi fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t})
all'indirizzo puntato dall'argomento \param{infop}.

Tratteremo nei dettagli la struttura \struct{siginfo\_t} ed il significato dei
suoi vari campi in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}, per quanto ci interessa qui
basta dire che al ritorno di \func{waitid} verranno avvalorati i seguenti
campi:
\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
\item[\var{si\_pid}] con il \acr{pid} del figlio.
\item[\var{si\_uid}] con l'user-ID reale (vedi sez.~\ref{sec:proc_perms}) del
  figlio.
\item[\var{si\_signo}] con \signal{SIGCHLD}.
\item[\var{si\_status}] con lo stato di uscita del figlio o con il segnale che
  lo ha terminato, fermato o riavviato.
\item[\var{si\_code}] con uno fra \const{CLD\_EXITED}, \const{CLD\_KILLED},
  \const{CLD\_STOPPED}, \const{CLD\_CONTINUED}, \const{CLD\_TRAPPED} e
  \const{CLD\_DUMPED} a indicare la ragione del ritorno della funzione, il cui
  significato è, nell'ordine: uscita normale, terminazione da segnale,
  processo fermato, processo riavviato, processo terminato in \textit{core
    dump}.
\end{basedescript}

Infine Linux, seguendo un'estensione di BSD, supporta altre due funzioni per
la lettura dello stato di terminazione di un processo, analoghe alle
precedenti ma che prevedono un ulteriore argomento attraverso il quale il
kernel può restituire al padre informazioni sulle risorse (vedi
sez.~\ref{sec:sys_res_limits}) usate dal processo terminato e dai vari figli.
Le due funzioni sono \funcd{wait3} e \funcd{wait4}, che diventano accessibili
definendo la macro \macro{\_USE\_BSD}; i loro prototipi sono:

\begin{funcproto}{ 
\fhead{sys/types.h}
\fhead{sys/times.h}
\fhead{sys/resource.h}
\fhead{sys/wait.h}
\fdecl{int wait4(pid\_t pid, int *status, int options, struct rusage *rusage))}
\fdesc{Attende il cambiamento di stato di un processo figlio, riportando l'uso
  delle risorsr.} 
}
{La funzione ha gli stessi valori di ritorno e codici di errore di
  \func{waitpid}. }
\end{funcproto}


\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 degli
  argomenti, 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 \struct{rusage} è definita in \file{sys/resource.h}, e viene
utilizzata anche dalla funzione \func{getrusage} (vedi
sez.~\ref{sec:sys_resource_use}) per ottenere le risorse di sistema usate da un
processo; la sua definizione è riportata in fig.~\ref{fig:sys_rusage_struct}.


\subsection{La funzione \func{exec} e le funzioni di esecuzione dei programmi}
\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
\itindex{stack} \textit{stack}, lo \itindex{heap} \textit{heap}, i
\index{segmento!dati} dati ed il \index{segmento!testo} 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 fig.~\ref{fig:proc_exec_relat}), sono tutte un front-end a
\funcd{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[\errcode{EACCES}] il file non è eseguibile, oppure il filesystem è
    montato in \cmd{noexec}, oppure non è un file regolare o un interprete.
  \item[\errcode{EPERM}] il file ha i bit \itindex{suid~bit} \acr{suid} o
    \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}, l'utente non è root, il processo viene
    tracciato, o il filesystem è montato con l'opzione \cmd{nosuid}.
  \item[\errcode{ENOEXEC}] il file è in un formato non eseguibile o non
    riconosciuto come tale, o compilato per un'altra architettura.
  \item[\errcode{ENOENT}] il file o una delle librerie dinamiche o l'interprete
    necessari per eseguirlo non esistono.
  \item[\errcode{ETXTBSY}] l'eseguibile è aperto in scrittura da uno o più
    processi. 
  \item[\errcode{EINVAL}] l'eseguibile ELF ha più di un segmento
    \const{PF\_INTERP}, cioè chiede di essere eseguito da più di un
    interprete.
  \item[\errcode{ELIBBAD}] un interprete ELF non è in un formato
    riconoscibile.
  \item[\errcode{E2BIG}] la lista degli argomenti è troppo grande.
  \end{errlist}
  ed inoltre anche \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM}, \errval{EIO},
  \errval{ENAMETOOLONG}, \errval{ELOOP}, \errval{ENOTDIR}, \errval{ENFILE},
  \errval{EMFILE}.}
\end{prototype}

La funzione \func{exec} esegue il file o lo script indicato da
\param{filename}, passandogli la lista di argomenti indicata da \param{argv}
e come ambiente la lista di stringhe indicata da \param{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 di
possibili 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. Gli argomenti 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 tab.~\ref{tab:proc_exec_scheme}. La
prima differenza riguarda le modalità di passaggio dei valori che poi andranno
a costituire gli argomenti a linea di comando (cioè i valori di
\param{argv} e \param{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:
\includecodesnip{listati/char_list.c}
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}\texttt{ }&\func{execlp}&\func{execle}
    &\func{execv}\texttt{ }& \func{execvp}& \func{execve} \\
    \hline
    \hline
    argomenti a lista    &$\bullet$&$\bullet$&$\bullet$&&& \\
    argomenti a vettore  &&&&$\bullet$&$\bullet$&$\bullet$\\
    \hline
    filename completo     &$\bullet$&&$\bullet$&$\bullet$&&$\bullet$\\ 
    ricerca su \var{PATH} &&$\bullet$&&&$\bullet$& \\
    \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 l'argomento \param{file} non
contiene una ``\texttt{/}'' 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 \errcode{EACCES}), la ricerca viene
proseguita nelle eventuali ulteriori directory indicate in \var{PATH}; solo se
non viene trovato nessun altro file viene finalmente restituito
\errcode{EACCES}.

Le altre quattro funzioni si limitano invece a cercare di eseguire il file
indicato dall'argomento \param{path}, che viene interpretato come il
\itindex{pathname} \textit{pathname} del programma.

\begin{figure}[!htb]
  \centering \includegraphics[width=12cm]{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 \texttt{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 \val{NULL}), le altre
usano il valore della variabile \var{environ} (vedi
sez.~\ref{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} mantiene la gran parte delle proprietà del processo chiamante; una
lista delle più significative è la seguente:
\begin{itemize*}
\item il \textit{process id} (\acr{pid}) ed il \textit{parent process id}
  (\acr{ppid});
\item l'\textsl{user-ID reale}, il \textit{group-ID reale} ed i
  \textsl{group-ID supplementari} (vedi sez.~\ref{sec:proc_access_id});
\item il \textit{session ID} (\acr{sid}) ed il \itindex{process~group}
  \textit{process group ID} (\acr{pgid}), vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group};
\item il terminale di controllo (vedi sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term});
\item il tempo restante ad un allarme (vedi sez.~\ref{sec:sig_alarm_abort});
\item la directory radice e la directory di lavoro corrente (vedi
  sez.~\ref{sec:file_work_dir});
\item la maschera di creazione dei file \itindex{umask} (\textit{umask}, vedi
  sez.~\ref{sec:file_perm_management}) ed i \textit{lock} sui file (vedi
  sez.~\ref{sec:file_locking});
\item i limiti sulle risorse (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit});
\item i valori delle variabili \var{tms\_utime}, \var{tms\_stime};
  \var{tms\_cutime}, \var{tms\_ustime} (vedi sez.~\ref{sec:sys_cpu_times});
% TODO ===========Importante=============
% TODO questo sotto è incerto, verificare
% TODO ===========Importante=============
\item la maschera dei segnali (si veda sez.~\ref{sec:sig_sigmask}).
\end{itemize*}

Una serie di proprietà del processo originale, che non avrebbe senso mantenere
in un programma che esegue un codice completamente diverso in uno spazio di
indirizzi totalmente indipendente e ricreato da zero, vengono perse con
l'esecuzione di \func{exec}; lo standard POSIX.1-2001 prevede che le seguenti
proprietà non vengano preservate:
\begin{itemize*}
\item l'insieme dei segnali pendenti (vedi sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}), che
  viene cancellato;
\item gli eventuali stack alternativi per i segnali (vedi
  sez.~\ref{sec:sig_specific_features});
\item i \textit{directory stream} (vedi sez.~\ref{sec:file_dir_read}), che
  vengono chiusi;
\item le mappature dei file in memoria (vedi sez.~\ref{sec:file_memory_map});
\item i segmenti di memoria condivisa SysV (vedi sez.~\ref{sec:ipc_sysv_shm})
  e POSIX (vedi sez.~\ref{sec:ipc_posix_shm});
\item i blocchi sulla memoria (vedi sez.~\ref{sec:proc_mem_lock});
\item le funzioni registrate all'uscita (vedi sez.~\ref{sec:proc_atexit});
\item i semafori e le code di messaggi POSIX (vedi
  sez.~\ref{sec:ipc_posix_sem} e sez.~\ref{sec:ipc_posix_mq});
\item i timer POSIX (vedi sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}).
\end{itemize*}

I segnali che sono stati impostati per essere ignorati nel processo chiamante
mantengono la stessa impostazione pure nel nuovo programma, ma tutti gli altri
segnali, ed in particolare quelli per i quali è stato installato un gestore
vengono impostati alla loro azione predefinita (vedi
sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}). Un caso speciale è il segnale \signal{SIGCHLD}
che, quando impostato a \const{SIG\_IGN}, potrebbe anche essere reimpostato a
\const{SIG\_DFL}, anche se questo con Linux non avviene.\footnote{lo standard
  POSIX.1-2001 prevede che questo comportamento sia deciso dalla singola
  implementazione, quella di Linux è di non modificare l'impostazione
  precedente.}

Oltre alle precedenti che sono completamente generali e disponibili anche su
altri sistemi unix-like, esistono altre proprietà dei processi, attinenti
caratteristiche specifiche di Linux, che non vengono preservate
nell'esecuzione della funzione \func{exec}, queste sono:
\begin{itemize*}
\item le operazione di I/O asincrono (vedi sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io})
  pendenti vengono cancellate;
\item le \itindex{capabilities} \textit{capabilities} vengono modificate come
  illustrato in sez.~\ref{sec:proc_capabilities};
\item tutti i \itindex{thread} \textit{thread} tranne il chiamante (vedi
  sez.~\ref{sec:thread_xxx}) sono cancellati e tutti gli oggetti ad essi
  relativi (vedi sez.~\ref{sec:thread_xxx}) rimossi;
\item viene impostato il flag \const{PR\_SET\_DUMPABLE} di \func{prctl} (vedi
  sez.~\ref{sec:process_prctl}) a meno che il programma da eseguire non sia
  \itindex{suid~bit} \acr{suid} o \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} (vedi
  sez.~\ref{sec:proc_access_id});
\item il flag \const{PR\_SET\_KEEPCAPS} di \func{prctl} (vedi
  sez.~\ref{sec:process_prctl}) viene cancellato;
\item il nome del processo viene impostato al nome del file contenente il
  programma messo in esecuzione;
\item il segnale di terminazione viene reimpostato a \signal{SIGCHLD};
\item l'ambiente viene reinizializzato impostando le variabili attinenti alla
  localizzazione al valore di default POSIX. 
\end{itemize*}

La gestione dei file aperti nel passaggio al nuovo programma lanciato con
\func{exec} dipende dal valore che ha il flag di \itindex{close-on-exec}
\textit{close-on-exec} (vedi anche sez.~\ref{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
sez.~\ref{sec:file_dir_read}) che effettua da sola l'impostazione del flag di
\itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} sulle directory che apre, in
maniera trasparente all'utente.

Il comportamento della funzione in relazione agli identificatori relativi al
controllo di accesso verrà trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:proc_perms},
qui è sufficiente anticipare (si faccia riferimento a
sez.~\ref{sec:proc_access_id} per la definizione di questi identificatori)
come l'\textsl{user-ID reale} ed il \textsl{group-ID reale} restano sempre gli
stessi, mentre l'\textsl{user-ID salvato} ed il \textsl{group-ID salvato}
vengono impostati rispettivamente all'\textsl{user-ID effettivo} ed il
\textsl{group-ID effettivo}, questi ultimi normalmente non vengono modificati,
a meno che il file di cui viene chiesta l'esecuzione non abbia o il
\itindex{suid~bit} \acr{suid} bit o lo \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} bit
impostato, in questo caso l'\textsl{user-ID effettivo} ed il \textsl{group-ID
  effettivo} vengono impostati rispettivamente all'utente o al gruppo cui il
file appartiene.

Se il file da eseguire è in formato \emph{a.out} e necessita di librerie
condivise, viene lanciato il \textit{linker} dinamico \cmd{/lib/ld.so} prima
del programma per caricare le librerie necessarie ed effettuare il link
dell'eseguibile.\footnote{il formato è ormai in completo disuso, per cui è
  molto probabile che non il relativo supporto non sia disponibile.} Se il
programma è in formato ELF per caricare le librerie dinamiche viene usato
l'interprete indicato nel segmento \const{PT\_INTERP} previsto dal formato
stesso, in genere questo è \sysfile{/lib/ld-linux.so.1} per programmi
collegati con le \acr{libc5}, e \sysfile{/lib/ld-linux.so.2} per programmi
collegati con le \acr{glibc}.

Infine nel caso il file sia uno script esso deve iniziare con una linea nella
forma \cmd{\#!/path/to/interpreter [argomenti]} dove l'interprete indicato
deve essere un programma valido (binario, non un altro script) che verrà
chiamato come se si fosse eseguito il comando \cmd{interpreter [argomenti]
  filename}.\footnote{si tenga presente che con Linux quanto viene scritto
  come \texttt{argomenti} viene passato all'interprete come un unico argomento
  con una unica stringa di lunghezza massima di 127 caratteri e se questa
  dimensione viene ecceduta la stringa viene troncata; altri Unix hanno
  dimensioni massime diverse, e diversi comportamenti, ad esempio FreeBSD
  esegue la scansione della riga e la divide nei vari argomenti e se è troppo
  lunga restituisce un errore di \const{ENAMETOOLONG}, una comparazione dei
  vari comportamenti si trova su
  \href{http://www.in-ulm.de/~mascheck/various/shebang/}
  {\textsf{http://www.in-ulm.de/\tild mascheck/various/shebang/}}.}

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 lancia un nuovo programma, con \func{exit} e
\func{wait} si effettua e verifica la conclusione dei processi. Tutte le
altre funzioni sono ausiliarie e servono per 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 dei 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 sez.~\ref{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 \itindex{capabilities}
  \textit{capabilities} illustrate in sez.~\ref{sec:proc_capabilities}, le ACL
  per i file (vedi sez.~\ref{sec:file_ACL}) o il
  \itindex{Mandatory~Access~Control~(MAC)} \textit{Mandatory Access Control}
  di \index{SELinux} SELinux; inoltre basandosi sul lavoro effettuato con
  SELinux, a partire dal kernel 2.5.x, è iniziato lo sviluppo di una
  infrastruttura di sicurezza, i \itindex{Linux~Security~Modules}
  \textit{Linux Security Modules}, o 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.

Abbiamo già accennato come il sistema associ ad ogni utente e gruppo due
identificatori univoci, lo user-ID ed il group-ID; 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 sez.~\ref{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 un utente e 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
tab.~\ref{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{user-ID reale} 
                & Indica l'utente che ha lanciato il programma.\\ 
    \acr{gid}   & '' &\textsl{group-ID reale} 
                & Indica il gruppo principale dell'utente che ha lanciato 
                  il programma.\\ 
    \hline
    \acr{euid}  & \textit{effective} &\textsl{user-ID effettivo} 
                & Indica l'utente usato nel controllo di accesso.\\ 
    \acr{egid}  & '' & \textsl{group-ID effettivo} 
                & Indica il gruppo usato nel controllo di accesso.\\ 
    --          & -- & \textsl{group-ID supplementari} 
                & Indicano gli ulteriori gruppi cui l'utente appartiene.\\ 
    \hline
    --          & \textit{saved} & \textsl{user-ID salvato} 
                & È una copia dell'\acr{euid} iniziale.\\ 
    --          & '' & \textsl{group-ID salvato} 
                & È una copia dell'\acr{egid} iniziale.\\ 
    \hline
    \acr{fsuid} & \textit{filesystem} &\textsl{user-ID di filesystem} 
                & Indica l'utente effettivo per l'accesso al filesystem. \\ 
    \acr{fsgid} & '' & \textsl{group-ID 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{user-ID reale} ed il \textsl{group-ID
  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 sez.~\ref{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 lo \textsl{user-ID effettivo} ed il
\textsl{group-ID effettivo} (a cui si aggiungono gli eventuali \textsl{group-ID
  supplementari} dei gruppi dei quali l'utente fa parte).  Questi sono invece
gli identificatori usati nelle verifiche dei permessi del processo e per il
controllo di accesso ai file (argomento affrontato in dettaglio in
sez.~\ref{sec:file_perm_overview}).

Questi identificatori normalmente sono identici ai corrispondenti del gruppo
\textit{real} tranne nel caso in cui, come accennato in
sez.~\ref{sec:proc_exec}, il programma che si è posto in esecuzione abbia i
bit \itindex{suid~bit} \acr{suid} o \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} impostati
(il significato di questi bit è affrontato in dettaglio in
sez.~\ref{sec:file_special_perm}). 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}, anche tutti questi
identificatori possono essere letti attraverso le rispettive funzioni:
\funcd{getuid}, \funcd{geteuid}, \funcd{getgid} e \funcd{getegid}, i loro
prototipi sono:
\begin{functions}
  \headdecl{unistd.h}
  \headdecl{sys/types.h}  
  \funcdecl{uid\_t getuid(void)} Restituisce l'\textsl{user-ID reale} del
  processo corrente.

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

  \funcdecl{gid\_t getgid(void)} Restituisce il \textsl{group-ID reale} del
  processo corrente.
  
  \funcdecl{gid\_t getegid(void)} Restituisce il \textsl{group-ID 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 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{user-ID salvato} ed il \textsl{group-ID salvato} sono copie
dell'\textsl{user-ID effettivo} e del \textsl{group-ID effettivo} del processo
padre, e vengono impostati dalla funzione \func{exec} all'avvio del processo,
come copie dell'\textsl{user-ID effettivo} e del \textsl{group-ID effettivo}
dopo che questi sono stati impostati tenendo conto di eventuali
\itindex{suid~bit} \acr{suid} o \itindex{sgid~bit} \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{user-ID di filesystem} e il \textsl{group-ID di filesystem} sono
un'estensione introdotta in Linux per rendere più sicuro l'uso di NFS
(torneremo sull'argomento in sez.~\ref{sec:proc_setuid}). 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 sez.~\ref{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 di gestione degli identificatori dei processi}
\label{sec:proc_setuid}

Le due funzioni più comuni che vengono usate per cambiare identità (cioè
utente e gruppo di appartenenza) ad un processo sono rispettivamente
\funcd{setuid} e \funcd{setgid}; come accennato in
sez.~\ref{sec:proc_access_id} in Linux esse seguono la semantica POSIX che
prevede l'esistenza dell'\textit{user-ID salvato} e del \textit{group-ID
  salvato}; i loro prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}

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

\funcdecl{int setgid(gid\_t gid)} Imposta il \textsl{group-ID} del processo
corrente.

\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
  di fallimento: l'unico errore possibile è \errval{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{group-ID} invece che all'\textsl{user-ID}.  Gli
eventuali \textsl{group-ID supplementari} non vengono modificati.

L'effetto della chiamata è diverso a seconda dei privilegi del processo; se
l'\textsl{user-ID 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 \param{uid},
altrimenti viene impostato solo l'\textsl{user-ID effettivo}, e soltanto se il
valore specificato corrisponde o all'\textsl{user-ID reale} o
all'\textsl{user-ID salvato}. Negli altri casi viene segnalato un errore (con
\errcode{EPERM}).

Come accennato l'uso principale di queste funzioni è quello di poter
consentire ad un programma con i bit \itindex{suid~bit} \acr{suid} o
\itindex{sgid~bit} \acr{sgid} impostati (vedi sez.~\ref{sec:file_special_perm})
di riportare l'\textsl{user-ID 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 \sysfile{/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
\sysfile{/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{group-ID reale}      &=& \textrm{\acr{gid} (del chiamante)} \\
  \textsl{group-ID effettivo}  &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
  \textsl{group-ID salvato}    &=& \textrm{\acr{utmp}}
\end{eqnarray*}
in questo modo, dato che il \textsl{group-ID effettivo} è quello giusto, il
programma può accedere a \sysfile{/var/log/utmp} in scrittura ed aggiornarlo.
A questo punto il programma può eseguire una \code{setgid(getgid())} per
impostare il \textsl{group-ID effettivo} a quello dell'utente (e dato che il
\textsl{group-ID 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{group-ID reale}      &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)}  \\
  \textsl{group-ID effettivo}  &=& \textrm{\acr{gid}} \\
  \textsl{group-ID salvato}    &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
\end{eqnarray*}
e ogni processo lanciato dal terminale avrebbe comunque \acr{gid} come
\textsl{group-ID effettivo}. All'uscita dal terminale, per poter di nuovo
aggiornare lo stato di \sysfile{/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{group-ID salvato} la
funzione avrà successo e riporterà la situazione a:
\begin{eqnarray*}
  \label{eq:3}
  \textsl{group-ID reale}      &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)}  \\
  \textsl{group-ID effettivo}  &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
  \textsl{group-ID salvato}    &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
\end{eqnarray*}
consentendo l'accesso a \sysfile{/var/log/utmp}.

Occorre però tenere conto che tutto questo non è possibile con un processo con
i privilegi di amministratore, in tal caso infatti l'esecuzione di 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{user-ID effettivo} del processo per cedere i privilegi occorre
ricorrere ad altre funzioni.

Le due funzioni \funcd{setreuid} e \funcd{setregid} derivano da BSD che, non
supportando\footnote{almeno fino alla versione 4.3+BSD.} gli identificatori
del gruppo \textit{saved}, le usa per poter scambiare fra di loro
\textit{effective} e \textit{real}. I rispettivi prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}

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

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

La due funzioni sono analoghe ed il loro comportamento è identico; quanto
detto per la prima riguardo l'user-ID, si applica immediatamente alla seconda
per il group-ID. I processi non privilegiati possono impostare solo i valori
del loro user-ID 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 funzioni si possono scambiare fra loro gli user-ID 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 user-ID 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'user-ID 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'user-ID 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'user-ID reale
corrente, l'user-ID salvato viene automaticamente uniformato al valore
dell'user-ID effettivo.

Altre due funzioni, \funcd{seteuid} e \funcd{setegid}, sono un'estensione
dello standard POSIX.1, ma sono comunque supportate dalla maggior parte degli
Unix; esse vengono usate per cambiare gli identificatori del gruppo
\textit{effective} ed i loro prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}

\funcdecl{int seteuid(uid\_t uid)} Imposta l'user-ID effettivo del processo
corrente a \param{uid}.

\funcdecl{int setegid(gid\_t gid)} Imposta il group-ID effettivo del processo
corrente a \param{gid}.

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

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

Le due funzioni \funcd{setresuid} e \funcd{setresgid} sono invece
un'estensione introdotta in Linux,\footnote{per essere precisi a partire dal
  kernel 2.1.44.}  e permettono un completo controllo su tutti e tre i gruppi
di identificatori (\textit{real}, \textit{effective} e \textit{saved}), i loro
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'user-ID reale, l'user-ID effettivo e l'user-ID salvato del processo corrente
ai valori specificati rispettivamente da \param{ruid}, \param{euid} e
\param{suid}.
  
\funcdecl{int setresgid(gid\_t rgid, gid\_t egid, gid\_t sgid)} Imposta il
group-ID reale, il group-ID effettivo ed il group-ID salvato del processo
corrente ai valori specificati rispettivamente da \param{rgid}, \param{egid} e
\param{sgid}.

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

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

Per queste funzioni esistono anche due controparti che permettono di leggere
in blocco i vari identificatori: \funcd{getresuid} e \funcd{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'user-ID reale, l'user-ID effettivo e l'user-ID salvato del processo corrente.
  
\funcdecl{int getresgid(gid\_t *rgid, gid\_t *egid, gid\_t *sgid)} Legge il
group-ID reale, il group-ID effettivo e il group-ID salvato del processo
corrente.

\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso di
  fallimento: l'unico errore possibile è \errval{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
\itindex{value~result~argument} \textit{value result argument}). Si noti che
queste funzioni sono le uniche in grado di leggere gli identificatori del
gruppo \textit{saved}.


Infine le funzioni \func{setfsuid} e \func{setfsgid} servono per impostare gli
identificatori del gruppo \textit{filesystem} che sono usati da Linux per il
controllo dell'accesso ai file.  Come già accennato in
sez.~\ref{sec:proc_access_id} Linux definisce questo ulteriore gruppo di
identificatori, che in circostanze normali 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'user-ID effettivo o l'user-ID 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'user-ID 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 \funcd{setfsuid}
e \funcd{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'user-ID di filesystem del
processo corrente a \param{fsuid}.

\funcdecl{int setfsgid(gid\_t fsgid)} Imposta il group-ID di filesystem del
processo corrente a \param{fsgid}.

\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
  di fallimento: l'unico errore possibile è \errval{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 per la gestione dei gruppi associati a un processo}
\label{sec:proc_setgroups}

Le ultime funzioni che esamineremo sono quelle che permettono di operare sui
gruppi supplementari cui un utente può appartenere. Ogni processo può avere
almeno \const{NGROUPS\_MAX} gruppi supplementari\footnote{il numero massimo di
  gruppi secondari può essere ottenuto con \func{sysconf} (vedi
  sez.~\ref{sec:sys_sysconf}), leggendo il parametro
  \texttt{\_SC\_NGROUPS\_MAX}.} 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 associati ad un
processo è \funcd{getgroups}; questa funzione è definita nello standard
POSIX.1, 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.
  
  \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[\errcode{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
    \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{size} è diverso da zero ma
      minore del numero di gruppi supplementari del processo.
    \end{errlist}}
\end{functions}

La funzione legge gli identificatori dei gruppi supplementari del processo sul
vettore \param{list} di dimensione \param{size}. Non è specificato se la
funzione inserisca o meno nella lista il group-ID 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, \funcd{getgrouplist}, può invece essere usata per
ottenere tutti i gruppi a cui appartiene un certo 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.
  
  \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}

La funzione legge i gruppi supplementari dell'utente specificato da
\param{user}, eseguendo una scansione del database dei gruppi (si veda
sez.~\ref{sec:sys_user_group}). Ritorna poi 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 \funcd{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.

  \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[\errcode{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
    \item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi di amministratore.
    \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{size} è maggiore del valore
    massimo consentito.
    \end{errlist}}
\end{functions}

La funzione imposta i gruppi supplementari del processo corrente ai valori
specificati nel vettore passato con l'argomento \param{list}, di dimensioni
date dall'argomento \param{size}. Il numero massimo di gruppi supplementari è
un parametro di sistema, che può essere ricavato con le modalità spiegate in
sez.~\ref{sec:sys_characteristics}.

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

  \funcdecl{int initgroups(const char *user, gid\_t group)} 
  
  Inizializza la lista dei gruppi supplementari.
  
  \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 \errval{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
\conffile{/etc/group}) cercando i gruppi di cui è membro l'utente \param{user}
con cui costruisce una lista di gruppi supplementari, a cui aggiunge anche
\param{group}, infine imposta questa lista per il processo corrente 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}, è pertanto meglio evitarle se si vuole
scrivere codice portabile.

 
\section{La gestione della priorità dei processi}
\label{sec:proc_priority}

In questa sezione tratteremo più approfonditamente i meccanismi con il quale
lo \itindex{scheduler} \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. Tratteremo infine anche le altre priorità dei processi (come quelle
per l'accesso a disco) divenute disponibili con i kernel più recenti.


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

\itindbeg{scheduler}

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 \itindex{preemptive~multitasking} \textit{preemptive
  multitasking}: questo significa che al contrario di altri sistemi (che usano
invece il cosiddetto \itindex{cooperative~multitasking} \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
sez.~\ref{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
tab.~\ref{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{2.4cm}|c|p{9cm}|}
    \hline
    \textbf{Stato} & \texttt{STAT} & \textbf{Descrizione} \\
    \hline
    \hline
    \textit{runnable}& \texttt{R} & Il processo è in esecuzione o è pronto ad
                                    essere eseguito (cioè è in attesa che gli
                                    venga assegnata la CPU).\\
    \textit{sleep}   & \texttt{S} & Il processo  è in attesa di un
                                    risposta dal sistema, ma può essere 
                                    interrotto da un segnale.\\
    \textit{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.\\
    \textit{stopped} & \texttt{T} & Il processo è stato fermato con un
                                    \signal{SIGSTOP}, o è tracciato.\\
    \textit{zombie}\itindex{zombie}& \texttt{Z} & Il processo è terminato ma il
                                    suo stato di terminazione non è ancora
                                    stato letto dal padre.\\
    \textit{killable}& \texttt{D} & Un nuovo stato introdotto con il kernel
                                    2.6.25, sostanzialmente identico
                                    all'\textit{uninterrutible sleep} con la
                                    sola differenza che il processo può
                                    terminato con \signal{SIGKILL} (usato per
                                    lo più per NFS).\\ 
    \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
sez.~\ref{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.
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
sez.~\ref{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,\footnote{per alcune delle quali
  sono state introdotte delle varianti 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 i processi ordinari hanno tutti
una priorità assoluta nulla; quello che determina quale, fra tutti i processi
in attesa di esecuzione, sarà eseguito per primo, è la cosiddetta
\textsl{priorità dinamica},\footnote{quella che viene mostrata nella colonna
  \texttt{PR} del comando \texttt{top}.} che è chiamata così proprio perché
varia nel corso dell'esecuzione di un processo.

Il meccanismo usato da Linux è in realtà piuttosto complesso,\footnote{e
  dipende strettamente dalla versione di kernel; in particolare a partire
  dalla serie 2.6.x lo scheduler è stato riscritto completamente, con molte
  modifiche susseguitesi per migliorarne le prestazioni, per un certo periodo
  ed è stata anche introdotta la possibilità di usare diversi algoritmi,
  selezionabili sia in fase di compilazione, che, nelle versioni più recenti,
  all'avvio (addirittura è stato ideato un sistema modulare che permette di
  cambiare lo scheduler a sistema attivo).} ma a grandi linee si può dire che
ad ogni processo è assegnata una \textit{time-slice}, cioè un intervallo di
tempo (letteralmente una fetta) per il quale, a meno di eventi esterni, esso
viene eseguito senza essere interrotto.  Inoltre la priorità dinamica viene
calcolata dallo scheduler a partire da un valore iniziale che viene
\textsl{diminuito} tutte le volte che un processo è in stato \textbf{Runnable}
ma non viene posto in esecuzione.\footnote{in realtà il calcolo della priorità
  dinamica e la conseguente scelta di quale processo mettere in esecuzione
  avviene con un algoritmo molto più complicato, che tiene conto anche della
  \textsl{interattività} del processo, utilizzando diversi fattori, questa è
  una brutale semplificazione per rendere l'idea del funzionamento, per una
  trattazione più dettagliata, anche se non aggiornatissima, dei meccanismi di
  funzionamento dello scheduler si legga il quarto capitolo di
  \cite{LinKernDev}.} Lo scheduler infatti mette sempre in esecuzione, fra
tutti i processi in stato \textbf{Runnable}, quello che ha il valore di
priorità dinamica più basso.\footnote{con le priorità dinamiche il significato
  del valore numerico ad esse associato è infatti invertito, un valore più
  basso significa una priorità maggiore.} Il fatto che questo valore venga
diminuito quando un processo non viene posto in esecuzione pur essendo pronto,
significa che la priorità dei processi che non ottengono l'uso del processore
viene progressivamente incrementata, così che anche questi alla fine hanno la
possibilità di essere eseguiti.

Sia la dimensione della \textit{time-slice} che il valore di partenza della
priorità dinamica sono determinate dalla cosiddetta \textit{nice} (o
\textit{niceness}) del processo.\footnote{questa è una delle tante proprietà
  che ciascun processo si porta dietro, essa viene ereditata dai processi
  figli e mantenuta attraverso una \func{exec}; fino alla serie 2.4 essa era
  mantenuta nell'omonimo campo \texttt{nice} della \texttt{task\_struct}, con
  la riscrittura dello scheduler eseguita nel 2.6 viene mantenuta nel campo
  \texttt{static\_prio} come per le priorità statiche.} L'origine del nome di
questo parametro sta nel fatto che generalmente questo viene usato per
\textsl{diminuire} la priorità di un processo, come misura di cortesia nei
confronti degli altri.  I processi infatti vengono creati dal sistema con un
valore di \var{nice} nullo e nessuno è privilegiato rispetto agli altri;
specificando un valore positivo si avrà una \textit{time-slice} più breve ed
un valore di priorità dinamica iniziale più alto, mentre un valore negativo
darà una \textit{time-slice} più lunga ed un valore di priorità dinamica
iniziale più basso.

Esistono diverse funzioni che consentono di modificare la \textit{niceness} di
un processo; la più semplice è funzione \funcd{nice}, che opera sul processo
corrente, il suo 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 o il nuovo valore di \var{nice} in caso
    di successo e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} può assumere
    i valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EPERM}] non si ha il permesso di specificare un valore
    di \param{inc} negativo. 
  \end{errlist}}
\end{prototype}

L'argomento \param{inc} indica l'incremento da effettuare rispetto al valore
di \var{nice} corrente: quest'ultimo può assumere valori compresi fra
\const{PRIO\_MIN} e \const{PRIO\_MAX}; nel caso di Linux sono fra $-20$ e
$19$,\footnote{in realtà l'intervallo varia a seconda delle versioni di
  kernel, ed è questo a partire dal kernel 1.3.43, anche se oggi si può avere
  anche l'intervallo fra $-20$ 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, valori negativi
comportano invece un aumento della priorità. Con i kernel precedenti il
2.6.12 solo l'amministratore\footnote{o un processo con la
  \itindex{capabilities} \textit{capability} \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi
  sez.~\ref{sec:proc_capabilities}.} può specificare valori negativi
di \param{inc} che permettono di aumentare la priorità di un processo, a
partire da questa versione è consentito anche agli utenti normali alzare
(entro certi limiti, che vedremo più avanti) la priorità dei propri processi.

Gli standard SUSv2 e POSIX.1 prevedono che la funzione ritorni il nuovo valore
di \var{nice} del processo; tuttavia la \textit{system call} di Linux non
segue questa convenzione e restituisce sempre 0 in caso di successo e $-1$ in
caso di errore; questo perché $-1$ è un valore di \var{nice} legittimo e
questo comporta una confusione con una eventuale condizione di errore. La
\textit{system call} originaria inoltre non consente, se non dotati di
adeguati privilegi, di diminuire un valore di \var{nice} precedentemente
innalzato.
 
Fino alle \acr{glibc} 2.2.4 la funzione di libreria riportava direttamente il
risultato dalla \textit{system call}, violando lo standard, per cui per
ottenere il nuovo valore occorreva una successiva chiamata alla funzione
\func{getpriority}. A partire dalla \acr{glibc} 2.2.4 \func{nice} è stata
reimplementata e non viene più chiamata la omonima \textit{system call}, con
questa versione viene restituito come valore di ritorno il valore di
\var{nice}, come richiesto dallo standard.\footnote{questo viene fatto
  chiamando al suo interno \func{setpriority}, che tratteremo a breve.}  In
questo caso l'unico modo per rilevare in maniera affidabile una condizione di
errore è quello di azzerare \var{errno} prima della chiamata della funzione e
verificarne il valore quando \func{nice} restituisce $-1$.

Per leggere il valore di \textit{nice} di un processo occorre usare la
funzione \funcd{getpriority}, derivata da BSD; il suo 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[\errcode{ESRCH}] non c'è nessun processo che corrisponda ai valori di
  \param{which} e \param{who}.
  \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{which} non è valido.
  \end{errlist}}
\end{prototype}
\noindent nelle 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, a seconda del valore di \param{which}, di leggere la
priorità di un processo, di un gruppo di processi (vedi
sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) o di un utente, specificando un corrispondente
valore per \param{who} secondo la legenda di tab.~\ref{tab:proc_getpriority};
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
    \const{PRIO\_PROCESS} & \type{pid\_t} & processo  \\
    \const{PRIO\_PRGR}    & \type{pid\_t} & \itindex{process~group}
                                            \textit{process group}  \\ 
    \const{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; di nuovo, 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} è la funzione \funcd{setpriority} che 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 0 in caso di successo e -1 in caso di errore,
    nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{ESRCH}] non c'è nessun processo che corrisponda ai valori di
  \param{which} e \param{who}.
  \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{which} non è valido.
  \item[\errcode{EACCES}] si è richiesto un aumento di priorità senza avere
    sufficienti privilegi.
  \item[\errcode{EPERM}] 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}. In
questo caso come valore di \param{prio} deve essere specificato il valore di
\textit{nice} da assegnare, e non un incremento (positivo o negativo) come nel
caso di \func{nice}. La funzione restituisce il valore di \textit{nice}
assegnato in caso di successo e $-1$ in caso di errore, e come per \func{nice}
anche in questo caso per rilevare un errore occorre sempre porre a zero
\var{errno} prima della chiamata della funzione, essendo $-1$ un valore di
\textit{nice} valido. 

Si tenga presente che solo l'amministratore\footnote{o più precisamente un
  processo con la \itindex{capabilities} \textit{capability}
  \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}.} ha la
possibilità di modificare arbitrariamente le priorità di qualunque
processo. Un utente normale infatti può modificare solo la priorità dei suoi
processi ed in genere soltanto diminuirla.  Fino alla versione di kernel
2.6.12 Linux ha seguito le specifiche dello standard SUSv3, e come per tutti i
sistemi derivati da SysV veniva richiesto che l'user-ID reale o quello
effettivo del processo chiamante corrispondessero all'user-ID reale (e solo a
quello) del processo di cui si intendeva cambiare la priorità. A partire dalla
versione 2.6.12 è stata adottata la semantica in uso presso i sistemi derivati
da BSD (SunOS, Ultrix, *BSD), in cui la corrispondenza può essere anche con
l'user-ID effettivo.

Sempre a partire dal kernel 2.6.12 è divenuto possibile anche per gli utenti
ordinari poter aumentare la priorità dei propri processi specificando un
valore di \param{prio} negativo. Questa operazione non è possibile però in
maniera indiscriminata, ed in particolare può essere effettuata solo
nell'intervallo consentito dal valore del limite \const{RLIMIT\_NICE}
(torneremo su questo in sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).


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

Come spiegato in sez.~\ref{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, RTAI o Adeos, con i quali è possibile
  ottenere un sistema effettivamente hard real-time. In tal caso infatti gli
  interrupt vengono intercettati dall'interfaccia real-time (o nel caso di
  Adeos gestiti dalle code del nano-kernel), in modo da poterli controllare
  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
\itindex{page~fault} \textit{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
sez.~\ref{sec:proc_mem_lock}), il primo non è superabile e può comportare
ritardi non prevedibili riguardo ai tempi di esecuzione di qualunque processo.

Nonostante questo, ed in particolare con una serie di miglioramenti che sono
stati introdotti nello sviluppo del kernel,\footnote{in particolare a partire
  dalla versione 2.6.18 sono stati inserite nel kernel una serie di modifiche
  che consentono di avvicinarsi sempre di più ad un vero e proprio sistema
  \textit{real-time} estendendo il concetto di \textit{preemption} alle
  operazioni dello stesso kernel; esistono vari livelli a cui questo può
  essere fatto, ottenibili attivando in fase di compilazione una fra le
  opzioni \texttt{CONFIG\_PREEMPT\_NONE}, \texttt{CONFIG\_PREEMPT\_VOLUNTARY}
  e \texttt{CONFIG\_PREEMPT\_DESKTOP}.} si può arrivare ad una ottima
approssimazione di sistema real-time usando le priorità assolute; occorre
farlo però 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 e
tocca al kernel decidere quale deve essere eseguito.  Il meccanismo con cui
vengono gestiti questi processi dipende dalla politica di scheduling che si è
scelta; lo standard ne prevede due:
\begin{basedescript}{\desclabelwidth{1.2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
\item[\textsf{FIFO}] \textit{First In First Out}. Il processo viene eseguito
  fintanto che non cede volontariamente la CPU (con \func{sched\_yield}), si
  blocca, finisce o viene interrotto da un processo a priorità più alta. Se il
  processo viene interrotto da uno a priorità più alta esso resterà in cima
  alla lista e sarà il primo ad essere eseguito quando i processi a priorità
  più alta diverranno inattivi. Se invece lo si blocca volontariamente sarà
  posto in coda alla lista (ed altri processi con la stessa priorità potranno
  essere eseguiti).
\item[\textsf{RR}] \textit{Round Robin}. Il comportamento è del tutto analogo
  a quello precedente, con la sola differenza che ciascun processo viene
  eseguito al massimo per un certo periodo di tempo (la cosiddetta
  \textit{time-slice}) dopo di che viene automaticamente posto in fondo alla
  coda dei processi con la stessa priorità. In questo modo si ha comunque una
  esecuzione a turno di tutti i processi, da cui il nome della politica. Solo
  i processi con la stessa priorità ed in stato \textbf{Runnable} entrano nel
  \textsl{girotondo}.
\end{basedescript}

Lo standard POSIX.1-2001 prevede una funzione che consenta sia di modificare
le politiche di scheduling, passando da real-time a ordinarie o viceversa, che
di specificare, in caso di politiche real-time, la eventuale priorità statica;
la funzione è \funcd{sched\_setscheduler} ed 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.
  
  \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-$1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
    \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{policy} non esiste o il
      relativo valore di \param{p} non è valido.
    \item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi per attivare la
      politica richiesta.
  \end{errlist}}
\end{prototype}

La funzione esegue l'impostazione per il processo specificato dall'argomento
\param{pid}; un valore nullo di questo argomento esegue l'impostazione per il
processo corrente.  La politica di scheduling è specificata
dall'argomento \param{policy} i cui possibili valori sono riportati in
tab.~\ref{tab:proc_sched_policy}; la parte alta della tabella indica le
politiche real-time, quella bassa le politiche ordinarie. Un valore negativo
per \param{policy} mantiene la politica di scheduling corrente.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|l|}
    \hline
    \textbf{Policy}  & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{SCHED\_FIFO} & Scheduling real-time con politica \textit{FIFO}. \\
    \const{SCHED\_RR}   & Scheduling real-time con politica \textit{Round
      Robin}. \\
    \hline
    \const{SCHED\_OTHER}& Scheduling ordinario.\\
    \const{SCHED\_BATCH}& Scheduling ordinario con l'assunzione ulteriore di
                          lavoro \textit{CPU intensive}.\footnotemark\\
    \const{SCHED\_IDLE} & Scheduling di priorità estremamente
                          bassa.\footnotemark\\
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Valori dell'argomento \param{policy} per la funzione
    \func{sched\_setscheduler}.}
  \label{tab:proc_sched_policy}
\end{table}

\footnotetext[44]{introdotto con il kernel 2.6.16.}
\footnotetext{introdotto con il kernel 2.6.23.}

Con le versioni più recenti del kernel sono state introdotte anche delle
varianti sulla politica di scheduling tradizionale per alcuni carichi di
lavoro specifici, queste due nuove politiche sono specifiche di Linux e non
devono essere usate se si vogliono scrivere programmi portabili.

La politica \const{SCHED\_BATCH} è una variante della politica ordinaria con
la sola differenza che i processi ad essa soggetti non ottengono, nel calcolo
delle priorità dinamiche fatto dallo scheduler, il cosiddetto bonus di
interattività che mira a favorire i processi che si svegliano dallo stato di
\textbf{Sleep}.\footnote{cosa che accade con grande frequenza per i processi
  interattivi, dato che essi sono per la maggior parte del tempo in attesa di
  dati in ingresso da parte dell'utente.} La si usa pertanto, come indica il
nome, per processi che usano molta CPU (come programmi di calcolo) che in
questo modo sono leggermente sfavoriti rispetto ai processi interattivi che
devono rispondere a dei dati in ingresso, pur non perdendo il loro valore di
\textit{nice}.

La politica \const{SCHED\_IDLE} invece è una politica dedicata ai processi che
si desidera siano eseguiti con la più bassa priorità possibile, ancora più
bassa di un processo con il minimo valore di \textit{nice}. In sostanza la si
può utilizzare per processi che devono essere eseguiti se non c'è niente altro
da fare. Va comunque sottolineato che anche un processo \const{SCHED\_IDLE}
avrà comunque una sua possibilità di utilizzo della CPU, sia pure in
percentuale molto bassa.

Qualora si sia richiesta una politica real-time il valore della priorità
statica viene impostato attraverso la struttura \struct{sched\_param},
riportata in fig.~\ref{fig:sig_sched_param}, il cui solo campo attualmente
definito è \var{sched\_priority}. Il campo deve contenere il valore della
priorità statica da assegnare al processo; lo standard prevede che questo
debba essere assegnato all'interno di un intervallo fra un massimo ed un
minimo che nel caso di Linux sono rispettivamente 1 e 99.  

\begin{figure}[!htbp]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{\textwidth}
    \includestruct{listati/sched_param.c}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{La struttura \structd{sched\_param}.} 
  \label{fig:sig_sched_param}
\end{figure}

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

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 \textit{real-time}, tramite le due funzioni
\funcd{sched\_get\_priority\_max} e \funcd{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[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{policy} non è valido.
  \end{errlist}}
\end{functions}

Si tenga presente che quando si imposta una politica di scheduling real-time
per un processo o se ne cambia la priorità statica questo viene messo in cima
alla lista dei processi con la stessa priorità; questo comporta che verrà
eseguito subito, interrompendo eventuali altri processi con la stessa priorità
in quel momento in esecuzione.

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 \textbf{Runnable} viene sempre inserito in coda alla lista. Se la
politica scelta è \const{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 \textbf{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.

Solo un processo con i privilegi di amministratore\footnote{più precisamente
  con la \itindex{capabilities} capacità \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi
  sez.~\ref{sec:proc_capabilities}.} può impostare senza restrizioni priorità
assolute diverse da zero o politiche \const{SCHED\_FIFO} e
\const{SCHED\_RR}. Un utente normale può modificare solo le priorità di
processi che gli appartengono; è cioè richiesto che l'user-ID effettivo del
processo chiamante corrisponda all'user-ID reale o effettivo del processo
indicato con \param{pid}.

Fino al kernel 2.6.12 gli utenti normali non potevano impostare politiche
real-time o modificare la eventuale priorità statica di un loro processo. A
partire da questa versione è divenuto possibile anche per gli utenti normali
usare politiche real-time fintanto che la priorità assoluta che si vuole
impostare è inferiore al limite \const{RLIMIT\_RTPRIO} (vedi
sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) ad essi assegnato. Unica eccezione a questa
possibilità sono i processi \const{SCHED\_IDLE}, che non possono cambiare
politica di scheduling indipendentemente dal valore di
\const{RLIMIT\_RTPRIO}. Inoltre, in caso di processo già sottoposto ad una
politica real-time, un utente può sempre, indipendentemente dal valore di
\const{RLIMIT\_RTPRIO}, diminuirne la priorità o portarlo ad una politica
ordinaria.

Se si intende operare solo sulla priorità statica di un processo si possono
usare le due funzioni \funcd{sched\_setparam} e \funcd{sched\_getparam} che
consentono rispettivamente di impostarne e leggerne il valore, i loro
prototipi sono:
\begin{functions}
  \headdecl{sched.h}

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

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

  \bodydesc{Entrambe le funzioni ritornano 0 in caso di successo e $-1$ in
    caso di errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
    \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{param} non ha senso per la
      politica usata dal processo.
    \item[\errcode{EPERM}] non si hanno privilegi sufficienti per eseguire
      l'operazione.
  \end{errlist}}
\end{functions}

L'uso di \func{sched\_setparam}, compresi i controlli di accesso che vi si
applicano, è del tutto equivalente a quello di \func{sched\_setscheduler} con
argomento \param{policy} uguale a -1. Come per \func{sched\_setscheduler}
specificando 0 come valore dell'argomento \param{pid} si opera sul processo
corrente. Benché la funzione sia utilizzabile anche con processi sottoposti a
politica ordinaria essa ha senso soltanto per quelli real-time, dato che per i
primi la priorità statica può essere soltanto nulla.  La disponibilità di
entrambe le funzioni può essere verificata controllando la macro
\macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING} che è definita nell'header
\file{sched.h}.

Se invece si vuole sapere quale è politica di scheduling di un processo si può
usare la funzione \funcd{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[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
    \item[\errcode{EPERM}] non si hanno privilegi sufficienti per eseguire
      l'operazione.
  \end{errlist}}  
\end{prototype}

La funzione restituisce il valore, secondo quanto elencato in
tab.~\ref{tab:proc_sched_policy}, della politica di scheduling per il processo
specificato; se l'argomento \param{pid} è nullo viene restituito il valore
relativo al processo chiamante.

L'ultima funzione che permette di leggere le informazioni relative ai processi
real-time è \funcd{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 0 in caso di successo e -1 in caso di errore,
    nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
    \item[\errcode{ENOSYS}] la \textit{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 \struct{timespec}, (la cui
definizione si può trovare in fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}). In realtà
dato che in Linux questo intervallo di tempo è prefissato e non modificabile,
questa funzione ritorna sempre un valore di 150 millisecondi, e non importa
specificare il PID di un processo reale.

Come accennato ogni processo può rilasciare volontariamente la CPU in modo da
consentire agli altri processi di essere eseguiti; la funzione che consente di
fare tutto ciò è \funcd{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}

Questa funzione ha un utilizzo effettivo soltanto quando si usa lo scheduling
real-time, e serve a far sì che il processo corrente rilasci la CPU, in modo
da essere rimesso in coda alla lista dei processi con la stessa priorità per
permettere ad un altro di essere eseguito; se però il processo è l'unico ad
essere presente sulla coda l'esecuzione non sarà interrotta. In genere usano
questa funzione i processi con politica \const{SCHED\_FIFO}, per permettere
l'esecuzione degli altri processi con pari priorità quando la sezione più
urgente è finita.

La funzione può essere utilizzata anche con processi che usano lo scheduling
ordinario, ma in questo caso il comportamento non è ben definito, e dipende
dall'implementazione. Fino al kernel 2.6.23 questo comportava che i processi
venissero messi in fondo alla coda di quelli attivi, con la possibilità di
essere rimessi in esecuzione entro breve tempo, con l'introduzione del
\textit{Completely Fair Scheduler} questo comportamento è cambiato ed un
processo che chiama la funzione viene inserito nella lista dei processi
inattivo, con un tempo molto maggiore.\footnote{è comunque possibile
  ripristinare un comportamento analogo al precedente scrivendo il valore 1
  nel file \texttt{/proc/sys/kernel/sched\_compat\_yield}.}



\subsection{Il controllo dello \textit{scheduler} per i sistemi
  multiprocessore}
\label{sec:proc_sched_multiprocess}

Infine con il supporto dei sistemi multiprocessore sono state introdotte delle
funzioni che permettono di controllare in maniera più dettagliata la scelta di
quale processore utilizzare per eseguire un certo programma. Uno dei problemi
che si pongono nei sistemi multiprocessore è infatti quello del cosiddetto
\index{effetto~ping-pong} \textsl{effetto ping-pong}. Può accadere cioè che lo
scheduler, quando riavvia un processo precedentemente interrotto scegliendo il
primo processore disponibile, lo faccia eseguire da un processore diverso
rispetto a quello su cui era stato eseguito in precedenza. Se il processo
passa da un processore all'altro in questo modo (cosa che avveniva abbastanza
di frequente con i kernel della seria 2.4.x) si ha l'\textsl{effetto
  ping-pong}.

Questo tipo di comportamento può generare dei seri problemi di prestazioni;
infatti tutti i processori moderni utilizzano una memoria interna (la
\textit{cache}) contenente i dati più usati, che permette di evitare di
eseguire un accesso (molto più lento) alla memoria principale sulla scheda
madre.  Chiaramente un processo sarà favorito se i suoi dati sono nella cache
del processore, ma è ovvio che questo può essere vero solo per un processore
alla volta, perché in presenza di più copie degli stessi dati su più
processori, non si potrebbe determinare quale di questi ha la versione dei
dati aggiornata rispetto alla memoria principale.

Questo comporta che quando un processore inserisce un dato nella sua cache,
tutti gli altri processori che hanno lo stesso dato devono invalidarlo, e
questa operazione è molto costosa in termini di prestazioni. Il problema
diventa serio quando si verifica l'\textsl{effetto ping-pong}, in tal caso
infatti un processo \textsl{rimbalza} continuamente da un processore all'altro
e si ha una continua invalidazione della cache, che non diventa mai
disponibile.

\itindbeg{CPU~affinity}

Per ovviare a questo tipo di problemi è nato il concetto di \textsl{affinità
  di processore} (o \textit{CPU affinity}); la possibilità cioè di far sì che
un processo possa essere assegnato per l'esecuzione sempre allo stesso
processore. Lo scheduler dei kernel della serie 2.4.x aveva una scarsa
\textit{CPU affinity}, e \index{effetto~ping-pong} l'effetto ping-pong era
comune; con il nuovo scheduler dei kernel della 2.6.x questo problema è stato
risolto ed esso cerca di mantenere il più possibile ciascun processo sullo
stesso processore.

In certi casi però resta l'esigenza di poter essere sicuri che un processo sia
sempre eseguito dallo stesso processore,\footnote{quella che viene detta
  \textit{hard CPU affinity}, in contrasto con quella fornita dallo scheduler,
  detta \textit{soft CPU affinity}, che di norma indica solo una preferenza,
  non un requisito assoluto.} e per poter risolvere questo tipo di
problematiche nei nuovi kernel\footnote{le due \textit{system call} per la
  gestione della \textit{CPU affinity} sono state introdotte nel kernel 2.5.8,
  e le funzioni di libreria nelle \textsl{glibc} 2.3.} è stata introdotta
l'opportuna infrastruttura ed una nuova \textit{system call} che permette di
impostare su quali processori far eseguire un determinato processo attraverso
una \textsl{maschera di affinità}. La corrispondente funzione di libreria è
\funcd{sched\_setaffinity} ed il suo prototipo è:
\begin{prototype}{sched.h}
  {int sched\_setaffinity (pid\_t pid, unsigned int cpusetsize, const
    cpu\_set\_t *cpuset)} 
  Imposta la maschera di affinità del processo \param{pid}.
  
  \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e -1 in caso di errore,
    nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
    \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{cpuset} contiene riferimenti a
      processori non esistenti nel sistema.
    \item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi sufficienti per
      eseguire l'operazione.
  \end{errlist} 
  ed inoltre anche \errval{EFAULT}.}
\end{prototype}


Questa funzione e la corrispondente \func{sched\_setaffinity} hanno una storia
abbastanza complessa, la \textit{system call} prevede l'uso di due ulteriori
argomenti di tipo \texttt{unsigned int len} e \texttt{unsigned long *mask},
che corrispondono al fatto che la implementazione effettiva usa una semplice
maschera binaria. Quando le funzioni vennero incluse nelle \acr{glibc}
assunsero invece il prototipo appena mostrato. A complicare la cosa si
aggiunge il fatto che nella versione 2.3.3 delle \acr{glibc} l'argomento
\param{cpusetsize} è stato eliminato, per poi essere ripristinato nella
versione 2.3.4.\footnote{pertanto se la vostra pagina di manuale non è
  aggiornata, o usate quella particolare versione delle \acr{glibc}, potrete
  trovare indicazioni diverse, il prototipo illustrato è quello riportato
  nella versione corrente (maggio 2008) delle pagine di manuale e
  corrispondente alla definizione presente in \file{sched.h}.}

La funzione imposta, con l'uso del valore contenuto all'indirizzo
\param{cpuset}, l'insieme dei processori sui quali deve essere eseguito il
processo identificato tramite il valore passato in \param{pid}. Come in
precedenza il valore nullo di \param{pid} indica il processo corrente.  Per
poter utilizzare questa funzione sono richiesti i privilegi di amministratore
(è necessaria la capacità \const{CAP\_SYS\_NICE}) altrimenti essa fallirà con
un errore di \errcode{EPERM}. Una volta impostata una maschera di affinità,
questa viene ereditata attraverso una \func{fork}, in questo modo diventa
possibile legare automaticamente un gruppo di processi ad un singolo
processore.

Nell'uso comune, almeno con i kernel della serie 2.6.x, l'uso di questa
funzione non è necessario, in quanto è lo scheduler stesso che provvede a
mantenere al meglio l'affinità di processore. Esistono però esigenze
particolari, ad esempio quando un processo (o un gruppo di processi) è
utilizzato per un compito importante (ad esempio per applicazioni real-time o
la cui risposta è critica) e si vuole la massima velocità, con questa
interfaccia diventa possibile selezionare gruppi di processori utilizzabili in
maniera esclusiva.  Lo stesso dicasi quando l'accesso a certe risorse (memoria
o periferiche) può avere un costo diverso a seconda del processore, come
avviene nelle architetture NUMA (\textit{Non-Uniform Memory Access}).

Infine se un gruppo di processi accede alle stesse risorse condivise (ad
esempio una applicazione con più \itindex{thread} \textit{thread}) può avere
senso usare lo stesso processore in modo da sfruttare meglio l'uso della sua
cache; questo ovviamente riduce i benefici di un sistema multiprocessore
nell'esecuzione contemporanea dei \itindex{thread} \textit{thread}, ma in
certi casi (quando i \itindex{thread} \textit{thread} sono inerentemente
serializzati nell'accesso ad una risorsa) possono esserci sufficienti vantaggi
nell'evitare la perdita della cache da rendere conveniente l'uso dell'affinità
di processore.

Per facilitare l'uso dell'argomento \param{cpuset} le \acr{glibc} hanno
introdotto un apposito dato di tipo, \type{cpu\_set\_t},\footnote{questa è una
  estensione specifica delle \acr{glibc}, da attivare definendo la macro
  \macro{\_GNU\_SOURCE}, non esiste infatti una standardizzazione per
  questo tipo di interfaccia e POSIX al momento non prevede nulla al
  riguardo.} che permette di identificare un insieme di processori. Il dato è
una maschera binaria: in generale è un intero a 32 bit in cui ogni bit
corrisponde ad un processore, ma dato che per architetture particolari il
numero di bit di un intero può non essere sufficiente, è stata creata questa
che è una interfaccia generica che permette di usare a basso livello un tipo
di dato qualunque rendendosi indipendenti dal numero di bit e dalla loro
disposizione.

Questa interfaccia, oltre alla definizione del tipo di dato apposito, prevede
anche una serie di macro di preprocessore per la manipolazione dello stesso,
che consentono di svuotare un insieme, aggiungere o togliere un processore da
esso o verificare se vi è già presente:
\begin{functions}
  \headdecl{sched.h}
  \funcdecl{void \macro{CPU\_ZERO}(cpu\_set\_t *set)}
  Inizializza l'insieme (vuoto).

  \funcdecl{void \macro{CPU\_SET}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
  Inserisce il processore \param{cpu} nell'insieme.

  \funcdecl{void \macro{CPU\_CLR}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
  Rimuove il processore \param{cpu} nell'insieme.
  
  \funcdecl{int \macro{CPU\_ISSET}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
  Controlla se il processore \param{cpu} è nell'insieme.
\end{functions}

Oltre a queste macro, simili alle analoghe usate per gli insiemi di file
descriptor (vedi sez.~\ref{sec:file_select}) è definita la costante
\const{CPU\_SETSIZE} che indica il numero massimo di processori che possono
far parte dell'insieme, e che costituisce un limite massimo al valore
dell'argomento \param{cpu}.

In generale la maschera di affinità è preimpostata in modo che un processo
possa essere eseguito su qualunque processore, se può comunque leggere il
valore per un processo specifico usando la funzione
\funcd{sched\_getaffinity}, il suo prototipo è:
\begin{prototype}{sched.h}
  {int sched\_getaffinity (pid\_t pid, unsigned int cpusetsize, 
    const cpu\_set\_t *cpuset)} 
  Legge la maschera di affinità del processo \param{pid}.
  
  \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e -1 in caso di errore,
    nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
    \item[\errcode{EFAULT}] il valore di \param{cpuset} non è un indirizzo
      valido. 
  \end{errlist} }
\end{prototype}

La funzione restituirà all'indirizzo specificato da \param{cpuset} il valore
della maschera di affinità del processo, così da poterla riutilizzare per una
successiva reimpostazione. In questo caso non sono necessari privilegi
particolari.  

È chiaro che queste funzioni per la gestione dell'affinità hanno significato
soltanto su un sistema multiprocessore, esse possono comunque essere
utilizzate anche in un sistema con un processore singolo, nel qual caso però
non avranno alcun risultato effettivo.

\itindend{scheduler}
\itindend{CPU~affinity}


\subsection{Le priorità per le operazioni di I/O}
\label{sec:io_priority}

A lungo l'unica priorità usata per i processi è stata quella relativa
all'assegnazione dell'uso del processore. Ma il processore non è l'unica
risorsa che i processi devono contendersi, un'altra, altrettanto importante
per le prestazioni, è quella dell'accesso a disco. Per questo motivo sono
stati introdotti diversi \textit{I/O scheduler} in grado di distribuire in
maniera opportuna questa risorsa ai vari processi. Fino al kernel 2.6.17 era
possibile soltanto differenziare le politiche generali di gestione, scegliendo
di usare un diverso \textit{I/O scheduler}; a partire da questa versione, con
l'introduzione dello scheduler CFQ (\textit{Completely Fair Queuing}) è
divenuto possibile, qualora si usi questo scheduler, impostare anche delle
diverse priorità di accesso per i singoli processi.\footnote{al momento
  (kernel 2.6.31), le priorità di I/O sono disponibili soltanto per questo
  scheduler.}

La scelta dello scheduler di I/O si può fare in maniera generica a livello di
avvio del kernel assegnando il nome dello stesso al parametro
\texttt{elevator}, mentre se ne può indicare uno per l'accesso al singolo
disco scrivendo nel file \texttt{/sys/block/\textit{dev}/queue/scheduler}
(dove \texttt{\textit{dev}} è il nome del dispositivo associato al disco); gli
scheduler disponibili sono mostrati dal contenuto dello stesso file che
riporta fra parentesi quadre quello attivo, il default in tutti i kernel
recenti è proprio il \texttt{cfq},\footnote{nome con cui si indica appunto lo
  scheduler \textit{Completely Fair Queuing}.} che supporta le priorità. Per i
dettagli sulle caratteristiche specifiche degli altri scheduler, la cui
discussione attiene a problematiche di ambito sistemistico, si consulti la
documentazione nella directory \texttt{Documentation/block/} dei sorgenti del
kernel.

Una volta che si sia impostato lo scheduler CFQ ci sono due specifiche system
call, specifiche di Linux, che consentono di leggere ed impostare le priorità
di I/O.\footnote{se usate in corrispondenza ad uno scheduler diverso il loro
  utilizzo non avrà alcun effetto.} Dato che non esiste una interfaccia
diretta nelle \acr{glibc} per queste due funzioni occorrerà invocarle tramite
la funzione \func{syscall} (come illustrato in
sez.~\ref{sec:proc_syscall}). Le due funzioni sono \funcd{ioprio\_get} ed
\funcd{ioprio\_set}; i rispettivi prototipi sono:
\begin{functions}
  \headdecl{linux/ioprio.h}
  \funcdecl{int ioprio\_get(int which, int who)} 
  \funcdecl{int ioprio\_set(int which, int who, int ioprio)} 

  Rileva o imposta la priorità di I/O di un processo.
  
  \bodydesc{Le funzioni ritornano rispettivamente un intero positivo
    (indicante la priorità) o 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
    nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{ESRCH}] non esiste il processo indicato.
    \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{which} e \param{who} non sono
      validi. 
    \item[\errcode{EPERM}] non si hanno i privilegi per eseguire
      l'impostazione (solo per \func{ioprio\_set}). 
  \end{errlist} }
\end{functions}

Le funzioni leggono o impostano la priorità di I/O sulla base dell'indicazione
dei due argomenti \param{which} e \param{who} che hanno lo stesso significato
già visto per gli omonimi argomenti di \func{getpriority} e
\func{setpriority}. Anche in questo caso si deve specificare il valore
di \param{which} tramite le opportune costanti riportate in
tab.~\ref{tab:ioprio_args} che consentono di indicare un singolo processo, i
processi di un \textit{process group} (tratteremo questo argomento in
sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) o tutti o processi di un utente.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|c|c|l|}
    \hline
    \param{which} & \param{who} & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{IPRIO\_WHO\_PROCESS} & \type{pid\_t} & processo\\
    \const{IPRIO\_WHO\_PRGR}    & \type{pid\_t} & \itindex{process~group}
                                                  \textit{process group}\\ 
    \const{IPRIO\_WHO\_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{ioprio\_get} e
    \func{ioprio\_set} per le tre possibili scelte.}
  \label{tab:ioprio_args}
\end{table}

In caso di successo \func{ioprio\_get} restituisce un intero positivo che
esprime il valore della priorità di I/O, questo valore è una maschera binaria
composta da due parti, una che esprime la \textsl{classe} di scheduling di I/O
del processo, l'altra che esprime, quando la classe di scheduling lo prevede,
la priorità del processo all'interno della classe stessa. Questo stesso
formato viene utilizzato per indicare il valore della priorità da impostare
con l'argomento \param{ioprio} di \func{ioprio\_set}.

Per la gestione dei valori che esprimono le priorità di I/O sono state
definite delle opportune macro di preprocessore, riportate in
tab.~\ref{tab:IOsched_class_macro}. I valori delle priorità si ottengono o si
impostano usando queste macro.  Le prime due si usano con il valore restituito
da \func{ioprio\_get} e per ottenere rispettivamente la classe di
scheduling\footnote{restituita dalla macro con i valori di
  tab.~\ref{tab:IOsched_class}.} e l'eventuale valore della priorità. La terza
macro viene invece usata per creare un valore di priorità da usare come
argomento di \func{ioprio\_set} per eseguire una impostazione.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
    \hline
    \textbf{Macro} & \textbf{Significato}\\
    \hline
    \hline
    \macro{IOPRIO\_PRIO\_CLASS}\texttt{(\textit{value})}
                                & dato il valore di una priorità come
                                  restituito da \func{ioprio\_get} estrae il
                                  valore della classe.\\
    \macro{IOPRIO\_PRIO\_DATA}\texttt{(\textit{value})}
                                & dato il valore di una priorità come
                                  restituito da \func{ioprio\_get} estrae il
                                  valore della priorità.\\
    \macro{IOPRIO\_PRIO\_VALUE}\texttt{(\textit{class},\textit{prio})}
                                & dato un valore di priorità ed una classe
                                  ottiene il valore numerico da passare a
                                  \func{ioprio\_set}.\\
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Le macro per la gestione dei valori numerici .}
  \label{tab:IOsched_class_macro}
\end{table}

Le classi di scheduling previste dallo scheduler CFQ sono tre, e ricalcano tre
diverse modalità di distribuzione delle risorse analoghe a quelle già adottate
anche nel funzionamento dello scheduler del processore. Ciascuna di esse è
identificata tramite una opportuna costante, secondo quanto riportato in
tab.~\ref{tab:IOsched_class}.

La classe di priorità più bassa è \const{IOPRIO\_CLASS\_IDLE}; i processi in
questa classe riescono ad accedere a disco soltanto quando nessun altro
processo richiede l'accesso. Occorre pertanto usarla con molta attenzione,
perché un processo in questa classe può venire completamente bloccato quando
ci sono altri processi in una qualunque delle altre due classi che stanno
accedendo al disco. Quando si usa questa classe non ha senso indicare un
valore di priorità, dato che in questo caso non esiste nessuna gerarchia e la
priorità è identica, la minima possibile, per tutti i processi.

\begin{table}[htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|l|l|}
    \hline
    \textbf{Classe}  & \textbf{Significato} \\
    \hline
    \hline
    \const{IOPRIO\_CLASS\_RT}  & Scheduling di I/O \textit{real time}.\\
    \const{IOPRIO\_CLASS\_BE}  & Scheduling di I/O ordinario.\\ 
    \const{IOPRIO\_CLASS\_IDLE}& Scheduling di I/O di priorità minima.\\
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Costanti che identificano le classi di scheduling di I/O.}
  \label{tab:IOsched_class}
\end{table}

La seconda classe di priorità di I/O è \const{IOPRIO\_CLASS\_BE} (il nome sta
per \textit{best-effort}) che è quella usata ordinariamente da tutti
processi. In questo caso esistono priorità diverse che consentono di
assegnazione di una maggiore banda passante nell'accesso a disco ad un
processo rispetto agli altri, con meccanismo simile a quello dei valori di
\textit{nice} in cui si evita che un processo a priorità più alta possa
bloccare indefinitamente quelli a priorità più bassa. In questo caso però le
diverse priorità sono soltanto otto, indicate da un valore numerico fra 0 e 7
e come per \textit{nice} anche in questo caso un valore più basso indica una
priorità maggiore. 


Infine la classe di priorità di I/O \textit{real-time}
\const{IOPRIO\_CLASS\_RT} ricalca le omonime priorità di processore: un
processo in questa classe ha sempre la precedenza nell'accesso a disco
rispetto a tutti i processi delle altre classi e di un processo nella stessa
classe ma con priorità inferiore, ed è pertanto in grado di bloccare
completamente tutti gli altri. Anche in questo caso ci sono 8 priorità diverse
con un valore numerico fra 0 e 7, con una priorità più elevata per valori più
bassi.

In generale nel funzionamento ordinario la priorità di I/O di un processo
viene impostata in maniera automatica nella classe \const{IOPRIO\_CLASS\_BE}
con un valore ottenuto a partire dal corrispondente valore di \textit{nice}
tramite la formula: $\mathtt{\mathit{prio}}=(\mathtt{\mathit{nice}}+20)/5$. Un
utente ordinario può modificare con \func{ioprio\_set} soltanto le priorità
dei processi che gli appartengono,\footnote{per la modifica delle priorità di
  altri processi occorrono privilegi amministrativi, ed in particolare la
  capacità \const{CAP\_SYS\_NICE} (vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}).}
cioè quelli il cui user-ID reale corrisponde all'user-ID reale o effettivo del
chiamante. Data la possibilità di ottenere un blocco totale del sistema, solo
l'amministratore\footnote{o un processo con la capacità
  \const{CAP\_SYS\_ADMIN} (vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}).} può
impostare un processo ad una priorità di I/O nella classe
\const{IOPRIO\_CLASS\_RT}, lo stesso privilegio era richiesto anche per la
classe \const{IOPRIO\_CLASS\_IDLE} fino al kernel 2.6.24, ma dato che in
questo caso non ci sono effetti sugli altri processi questo limite è stato
rimosso a partire dal kernel 2.6.25.

%TODO verificare http://lwn.net/Articles/355987/

%TODO trattare le funzionalità per il NUMA
% vedi man numa e le pagine di manuale relative
% vedere anche dove metterle...


\section{Funzioni di gestione avanzata}
\label{sec:proc_advanced_control}

Nelle precedenti sezioni si sono trattate la gran parte delle funzioni che
attengono alla gestione ordinaria dei processi e delle loro proprietà più
comuni. Tratteremo qui alcune \textit{system call} dedicate alla gestione di
funzionalità dei processi molto specifiche ed avanzate, il cui uso è in genere
piuttosto ridotto. Trattandosi di problematiche abbastanza complesse, che
spesso presuppongono la conoscenza di altri argomenti trattati nel seguito
della guida, si può saltare questa sezione in una prima lettura, tornando su
di essa in un secondo tempo.

\subsection{La \textit{system call} \func{clone}}
\label{sec:process_clone}

La funzione tradizionale con cui creare un nuovo processo in un sistema
Unix-like, come illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, è \func{fork}, ma con
l'introduzione del supporto del kernel per i \textit{thread} (vedi
cap.~\ref{cha:threads}), si è avuta la necessità di una interfaccia che
consentisse un maggiore controllo sulla modalità con cui vengono creati nuovi
processi, che poi è stata utilizzata anche per fornire supporto per le
tecnologie di virtualizzazione dei processi (i cosiddetti \textit{container}).

Per questo l'interfaccia per la creazione di un nuovo processo è stata
delegata ad una nuova \textit{system call}, \func{sys\_clone}, che consente di
reimplementare anche la tradizionale \func{fork}. In realtà in questo caso più
che di nuovi processi si può parlare della creazioni di nuovi
``\textit{task}'' del kernel che possono assumere la veste sia di un processo
classico come quelli trattati finora, che di un \textit{thread}, come quelli
che vedremo in sez.~\ref{sec:linux_thread}, in cui la memoria viene condivisa
fra il processo chiamante ed il nuovo processo creato. Per evitare confusione
fra \textit{thread} e processi ordinari, abbiamo deciso di usare la
nomenclatura \textit{task} per indicare la unità di esecuzione generica messa
a disposizione del kernel che \texttt{sys\_clone} permette di creare.

Oltre a questo la funzione consente, ad uso delle nuove funzionalità di
virtualizzazione dei processi, di creare nuovi \textit{namespace} per una
serie di proprietà generali dei processi (come l'elenco dei PID, l'albero dei
file, dei \textit{mount point}, della rete, ecc.), che consentono di creare
gruppi di processi che vivono in una sorta di spazio separato dagli altri, che
costituisce poi quello che viene chiamato un \textit{container}.

La \textit{system call} richiede soltanto due argomenti: il
primo, \param{flags}, consente di controllare le modalità di creazione del
nuovo \textit{task}, il secondo, \param{child\_stack}, imposta l'indirizzo
dello \itindex{stack} \textit{stack} per il nuovo \textit{task}, e deve essere
indicato quando si intende creare un \textit{thread}. L'esecuzione del
programma creato da \func{sys\_clone} riprende, come per \func{fork}, da
dopo l'esecuzione della stessa.

La necessità di avere uno \itindex{stack} \textit{stack} alternativo c'è solo
quando si intende creare un \textit{thread}, in tal caso infatti il nuovo
\textit{task} vede esattamente la stessa memoria del \textit{task}
``\textsl{padre}'',\footnote{in questo caso per padre si intende semplicemente
  il \textit{task} che ha eseguito \func{sys\_clone} rispetto al \textit{task}
  da essa creato, senza nessuna delle implicazioni che il concetto ha per i
  processi.} e nella sua esecuzione alla prima chiamata di una funzione
andrebbe a scrivere sullo \textit{stack} usato anche dal padre (si ricordi
quanto visto in sez.~\ref{sec:proc_mem_layout} riguardo all'uso dello
\textit{stack}).

Per evitare di doversi garantire contro la evidente possibilità di
\itindex{race~condition} \textit{race condition} che questa situazione
comporta (vedi sez.~\ref{sec:proc_race_cond} per una spiegazione della
problematica) è necessario che il chiamante allochi preventivamente un'area di
memoria.  In genere lo si fa con una \func{malloc} che allochi un buffer che
la funzione imposterà come \textit{stack} del nuovo processo, avendo
ovviamente cura di non utilizzarlo direttamente nel processo chiamante. In
questo modo i due \textit{task} avranno degli \textit{stack} indipendenti e
non si dovranno affrontare problematiche di \itindex{race~condition}
\textit{race condition}.  Si tenga presente inoltre che in molte architetture
di processore lo \textit{stack} cresce verso il basso, pertanto in tal caso
non si dovrà specificare per \param{child\_stack} il puntatore restituito da
\func{malloc}, ma un puntatore alla fine del buffer da essa allocato.

Dato che tutto ciò è necessario solo per i \textit{thread} che condividono la
memoria, la \textit{system call}, a differenza della funzione di libreria che
vedremo a breve, consente anche di passare per \param{child\_stack} il valore
\val{NULL}, che non imposta un nuovo \textit{stack}. Se infatti si crea un
processo, questo ottiene un suo nuovo spazio degli indirizzi,\footnote{è
  sottinteso cioè che non si stia usando il flag \const{CLONE\_VM}.} ed in
questo caso si applica la semantica del \itindex{copy~on~write} \textit{copy
  on write} illustrata in sez.~\ref{sec:proc_fork}, per cui le pagine dello
\textit{stack} verranno automaticamente copiate come le altre e il nuovo
processo avrà un suo \textit{stack} totalmente indipendente da quello del
padre.

Dato che l'uso principale della nuova \textit{system call} è quello relativo
alla creazione dei \textit{thread}, le \acr{glibc} definiscono una funzione di
libreria con una sintassi diversa, orientata a questo scopo, e la
\textit{system call} resta accessibile solo se invocata esplicitamente come
visto in sez.~\ref{sec:proc_syscall}.\footnote{ed inoltre per questa
  \textit{system call} non è disponibile la chiamata veloce con
  \texttt{vsyscall}.} La funzione di libreria si chiama semplicemente
\funcd{clone} ed il suo prototipo è:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/sched.h}

  \funcdecl{int clone(int (*fn)(void *), void *child\_stack, int
    flags, void *arg, ...  \\
    /* pid\_t *ptid, struct user\_desc *tls, pid\_t *ctid */)}
  
  Crea un nuovo processo o \textit{thread} eseguendo la funzione \param{fn}.
  
  \bodydesc{La funzione ritorna al chiamante il \textit{Thread ID} assegnato
    al nuovo processo in caso di successo e $-1$ in caso di errore, nel qual
    caso  \var{errno} può assumere i valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{EAGAIN}] sono già in esecuzione troppi processi.
    \item[\errcode{EINVAL}] si è usata una combinazione non valida di flag o
      un valore nullo per \param{child\_stack}.
    \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare una nuova
      \struct{task\_struct} o per copiare le parti del contesto del chiamante
      necessarie al nuovo \textit{task}.
    \item[\errcode{EPERM}] non si hanno i privilegi di amministratore
      richiesti dai flag indicati.
  \end{errlist} 
 }
\end{functions}

La funzione prende come primo argomento il puntatore alla funzione che verrà
messa in esecuzione nel nuovo processo, che può avere un unico argomento di
tipo puntatore a \ctyp{void}, il cui valore viene passato dal terzo
argomento \param{arg}; per quanto il precedente prototipo possa intimidire
nella sua espressione, in realtà l'uso è molto semplice basterà definire una
qualunque funzione \param{fn} del tipo indicato, e \code{fn(arg)} sarà
eseguita in un nuovo processo.

Il nuovo processo resterà in esecuzione fintanto che la funzione \param{fn}
non ritorna, o esegue \func{exit} o viene terminata da un segnale. Il valore
di ritorno della funzione (o quello specificato con \func{exit}) verrà
utilizzato come stato di uscita della funzione.

I tre argomenti \param{ptid}, \param{tls} e \param{ctid} sono opzionali e sono
presenti solo a partire dal kernel 2.6.

Il comportamento di \func{clone}, che si riflette sulle caratteristiche del
nuovo processo da essa creato, è controllato dall'argomento \param{flags},

\begin{basedescript}{\desclabelstyle{\pushlabel}}

\item[\const{CLONE\_CHILD\_CLEARTID}]
\item[\const{CLONE\_CHILD\_SETTID}]
\item[\const{CLONE\_FILES}]
\item[\const{CLONE\_FS}]
\item[\const{CLONE\_IO}]
\item[\const{CLONE\_NEWIPC}]
\item[\const{CLONE\_NEWNET}]
\item[\const{CLONE\_NEWNS}]
\item[\const{CLONE\_NEWPID}]
\item[\const{CLONE\_NEWUTS}]
\item[\const{CLONE\_PARENT}]
\item[\const{CLONE\_PARENT\_SETTID}]
\item[\const{CLONE\_PID}]
\item[\const{CLONE\_PTRACE}]
\item[\const{CLONE\_SETTLS}]
\item[\const{CLONE\_SIGHAND}]
\item[\const{CLONE\_STOPPED}]
\item[\const{CLONE\_SYSVSEM}]
\item[\const{CLONE\_THREAD}]
\item[\const{CLONE\_UNTRACED}]
\item[\const{CLONE\_VFORK}]
\item[\const{CLONE\_VM}]
\end{basedescript}


\subsection{La funzione \func{prctl}}
\label{sec:process_prctl}

Benché la gestione ordinaria possa essere effettuata attraverso le funzioni
che abbiamo già esaminato nelle sezioni precedenti, esistono una serie di
proprietà e caratteristiche particolari dei processi non coperte da esse, per
la cui gestione è stata predisposta una apposita \textit{system call} che
fornisce una interfaccia generica per tutte le operazioni specialistiche. La
funzione è \funcd{prctl} ed il suo prototipo è:\footnote{la funzione non è
  standardizzata ed è specifica di Linux, anche se ne esiste una analoga in
  IRIX; è stata introdotta con il kernel 2.1.57.}
\begin{functions}
  \headdecl{sys/prctl.h}

  \funcdecl{int prctl(int option, unsigned long arg2, unsigned long arg3,
    unsigned long arg4, unsigned long arg5)}
  
  Esegue una operazione speciale sul processo corrente.
  
  \bodydesc{La funzione ritorna 0 o un valore positivo dipendente
    dall'operazione in caso di successo e $-1$ in caso di errore, nel qual
    caso \var{errno} assumerà valori diversi a seconda del tipo di operazione
    richiesta (in genere \errval{EINVAL} o \errval{EPERM}).  }
\end{functions}

La funzione ritorna un valore nullo o positivo in caso di successo e $-1$ in
caso di errore; il significato degli argomenti della funzione successivi al
primo, il valore di ritorno in caso di successo, il tipo di errore restituito
in \var{errno} dipendono dall'operazione eseguita, indicata tramite il primo
argomento, \param{option}. Questo è un valore intero che identifica
l'operazione, e deve essere specificato con l'uso di una delle costanti
predefinite del seguente elenco, che illustra quelle disponibili al momento:

\begin{basedescript}{\desclabelstyle{\pushlabel}}
\item[\const{PR\_CAPBSET\_READ}] Controlla la disponibilità di una delle
  \textit{capabilities} (vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}). La funzione
  ritorna 1 se la capacità specificata nell'argomento \param{arg2} (con una
  delle costanti di tab.~\ref{tab:proc_capabilities}) è presente nel
  \textit{capabilities bounding set} del processo e zero altrimenti,
  se \param{arg2} non è un valore valido si avrà un errore di \errval{EINVAL}.
  Introdotta a partire dal kernel 2.6.25.
\item[\const{PR\_CAPBSET\_DROP}] Rimuove permanentemente una delle
  \textit{capabilities} (vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) dal processo e
  da tutti i suoi discendenti. La funzione cancella la capacità specificata
  nell'argomento \param{arg2} con una delle costanti di
  tab.~\ref{tab:proc_capabilities} dal \textit{capabilities bounding set} del
  processo. L'operazione richiede i privilegi di amministratore (la capacità
  \const{CAP\_SETPCAP}), altrimenti la chiamata fallirà con un errore di
  \errval{EPERM}; se il valore di \param{arg2} non è valido o se il supporto
  per le \textit{file capabilities} non è stato compilato nel kernel la
  chiamata fallirà con un errore di \errval{EINVAL}. Introdotta a partire dal
  kernel 2.6.25.
\item[\const{PR\_SET\_DUMPABLE}] Imposta il flag che determina se la
  terminazione di un processo a causa di un segnale per il quale è prevista la
  generazione di un file di \itindex{core~dump} \textit{core dump} (vedi
  sez.~\ref{sec:sig_standard}) lo genera effettivamente. In genere questo flag
  viene attivato automaticamente, ma per evitare problemi di sicurezza (la
  generazione di un file da parte di processi privilegiati può essere usata
  per sovrascriverne altri) viene cancellato quando si mette in esecuzione un
  programma con i bit \acr{suid} e \acr{sgid} attivi (vedi
  sez.~\ref{sec:file_special_perm}) o con l'uso delle funzioni per la modifica
  degli \textit{user-ID} dei processi (vedi
  sez.~\ref{sec:proc_setuid}). L'operazione è stata introdotta a partire dal
  kernel 2.3.20, fino al kernel 2.6.12 e per i kernel successivi al 2.6.17 era
  possibile usare solo un valore 0 di \param{arg2} per disattivare il flag ed
  un valore 1 per attivarlo, nei kernel dal 2.6.13 al 2.6.17 è stato
  supportato anche il valore 2, che causava la generazione di un
  \itindex{core~dump} \textit{core dump} leggibile solo
  dall'amministratore.\footnote{la funzionalità è stata rimossa per motivi di
    sicurezza, in quanto consentiva ad un utente normale di creare un file di
    \textit{core dump} appartenente all'amministratore in directory dove
    l'utente avrebbe avuto permessi di accesso.}
\item[\const{PR\_GET\_DUMPABLE}] Ottiene come valore di ritorno della funzione
  lo stato corrente del flag che controlla la effettiva generazione dei
  \itindex{core~dump} \textit{core dump}. Introdotta a partire dal kernel
  2.3.20.
\item[\const{PR\_SET\_ENDIAN}] Imposta la \textit{endianness} del processo
  chiamante secondo il valore fornito in \param{arg2}. I valori possibili sono
  sono: \const{PR\_ENDIAN\_BIG} (\textit{big endian}),
  \const{PR\_ENDIAN\_LITTLE} (\textit{little endian}), e
  \const{PR\_ENDIAN\_PPC\_LITTLE} (lo pseudo \textit{little endian} del
  PowerPC). Introdotta a partire dal kernel 2.6.18, solo per architettura
  PowerPC.
\item[\const{PR\_GET\_ENDIAN}] Ottiene il valore della \textit{endianness} del
  processo chiamante, salvato sulla variabile puntata da \param{arg2} che deve
  essere passata come di tipo \ctyp{(int *)}. Introdotta a partire dal kernel
  2.6.18, solo su PowerPC.
\item[\const{PR\_SET\_FPEMU}] Imposta i bit di controllo per l'emulazione
  della virgola mobile su architettura ia64, secondo il valore
  di \param{arg2}, si deve passare \const{PR\_FPEMU\_NOPRINT} per emulare in
  maniera trasparente l'accesso alle operazioni in virgola mobile, o
  \const{PR\_FPEMU\_SIGFPE} per non emularle ed inviare il segnale
  \signal{SIGFPE} (vedi sez.~\ref{sec:sig_prog_error}). Introdotta a partire
  dal kernel 2.4.18, solo su ia64.
\item[\const{PR\_GET\_FPEMU}] Ottiene il valore dei flag di controllo
  dell'emulazione della virgola mobile, salvato all'indirizzo puntato
  da \param{arg2}, che deve essere di tipo \code{(int *)}. Introdotta a
  partire dal kernel 2.4.18, solo su ia64.
\item[\const{PR\_SET\_FPEXC}] Imposta la modalità delle eccezioni in virgola
  mobile (\textit{floating-point exception mode}) al valore di \param{arg2}.
  I valori possibili sono: \const{PR\_FP\_EXC\_SW\_ENABLE} per usare FPEXC per
  le eccezioni, \const{PR\_FP\_EXC\_DIV} per la divisione per zero in virgola
  mobile, \const{PR\_FP\_EXC\_OVF} per gli overflow, \const{PR\_FP\_EXC\_UND}
  per gli underflow, \const{PR\_FP\_EXC\_RES} per risultati non esatti,
  \const{PR\_FP\_EXC\_INV} per operazioni invalide,
  \const{PR\_FP\_EXC\_DISABLED} per disabilitare le eccezioni,
  \const{PR\_FP\_EXC\_NONRECOV} per utilizzare la modalità di eccezione
  asincrona non recuperabile, \const{PR\_FP\_EXC\_ASYNC} per utilizzare la
  modalità di eccezione asincrona recuperabile, \const{PR\_FP\_EXC\_PRECISE}
  per la modalità precisa di eccezione.\footnote{trattasi di gestione
    specialistica della gestione delle eccezioni dei calcoli in virgola mobile
    che, i cui dettagli al momento vanno al di là dello scopo di questo
    testo.} Introdotta a partire dal kernel 2.4.21, solo su PowerPC.
\item[\const{PR\_GET\_FPEXC}] Ottiene il valore della modalità delle eccezioni
  delle operazioni in virgola mobile, salvata all'indirizzo
  puntato \param{arg2}, che deve essere di tipo \code{(int *)}.  Introdotta a
  partire dal kernel 2.4.21, solo su PowerPC.
\item[\const{PR\_SET\_KEEPCAPS}] Consente di controllare quali
  \textit{capabilities} vengono cancellate quando si esegue un cambiamento di
  \textit{user-ID} del processo (per i dettagli si veda
  sez.~\ref{sec:proc_capabilities}, in particolare quanto illustrato a
  pag.~\pageref{sec:capability-uid-transition}). Un valore nullo (il default)
  per \param{arg2} comporta che vengano cancellate, il valore 1 che vengano
  mantenute, questo valore viene sempre cancellato attraverso una \func{exec}.
  L'uso di questo flag è stato sostituito, a partire dal kernel 2.6.26, dal
  flag \const{SECURE\_KEEP\_CAPS} dei \itindex{securebits} \textit{securebits}
  (vedi l'uso di \const{PR\_SET\_SECUREBITS} più avanti). Introdotta a partire
  dal kernel 2.2.18.
\item[\const{PR\_GET\_KEEPCAPS}] Ottiene come valore di ritorno della funzione
  il valore del flag di controllo impostato con
  \const{PR\_SET\_KEEPCAPS}. Introdotta a partire dal kernel 2.2.18.
\item[\const{PR\_SET\_NAME}] Imposta il nome del processo chiamante alla
  stringa puntata da \param{arg2}, che deve essere di tipo \code{(char *)}. Il
  nome può essere lungo al massimo 16 caratteri, e la stringa deve essere
  terminata da NUL se più corta.  Introdotta a partire dal kernel 2.6.9.
\item[\const{PR\_GET\_NAME}] Ottiene il nome del processo chiamante nella
  stringa puntata da \param{arg2}, che deve essere di tipo \code{(char *)}; si
  devono allocare per questo almeno 16 byte, e il nome sarà terminato da NUL
  se più corto. Introdotta a partire dal kernel 2.6.9.
\item[\const{PR\_SET\_PDEATHSIG}] Consente di richiedere l'emissione di un
  segnale, che sarà ricevuto dal processo chiamante, in occorrenza della
  terminazione del proprio processo padre; in sostanza consente di invertire
  il ruolo di \signal{SIGCHLD}. Il valore di \param{arg2} deve indicare il
  numero del segnale, o 0 per disabilitare l'emissione. Il valore viene
  automaticamente cancellato per un processo figlio creato con \func{fork}.
  Introdotta a partire dal kernel 2.1.57.
\item[\const{PR\_GET\_PDEATHSIG}] Ottiene il valore dell'eventuale segnale
  emesso alla terminazione del padre, salvato all'indirizzo
  puntato \param{arg2}, che deve essere di tipo \code{(int *)}. Introdotta a
  partire dal kernel 2.3.15.
\item[\const{PR\_SET\_SECCOMP}] Imposta il cosiddetto
  \itindex{secure~computing~mode} \textit{secure computing mode} per il
  processo corrente. Prevede come unica possibilità che \param{arg2} sia
  impostato ad 1. Una volta abilitato il \textit{secure computing mode} il
  processo potrà utilizzare soltanto un insieme estremamente limitato di
  \textit{system call}: \func{read}, \func{write}, \func{\_exit} e
  \func{sigreturn}, ogni altra \textit{system call} porterà all'emissione di
  un \func{SIGKILL} (vedi sez.~\ref{sec:sig_termination}).  Il \textit{secure
    computing mode} è stato ideato per fornire un supporto per l'esecuzione di
  codice esterno non fidato e non verificabile a scopo di calcolo;\footnote{lo
    scopo è quello di poter vendere la capacità di calcolo della proprio
    macchina ad un qualche servizio di calcolo distribuito senza
    comprometterne la sicurezza eseguendo codice non sotto il proprio
    controllo.} in genere i dati vengono letti o scritti grazie ad un socket o
  una pipe, e per evitare problemi di sicurezza non sono possibili altre
  operazioni se non quelle citate.  Introdotta a partire dal kernel 2.6.23,
  disponibile solo se si è abilitato il supporto nel kernel con
  \texttt{CONFIG\_SECCOMP}.
\item[\const{PR\_GET\_SECCOMP}] Ottiene come valore di ritorno della funzione
  lo stato corrente del \textit{secure computing mode}, al momento attuale la
  funzione è totalmente inutile in quanto l'unico valore ottenibile è 0, dato
  che la chiamata di questa funzione in \textit{secure computing mode}
  comporterebbe l'emissione di \texttt{SIGKILL}, è stata comunque definita per
  eventuali estensioni future.  Introdotta a partire dal kernel 2.6.23.
\item[\const{PR\_SET\_SECUREBITS}] Imposta i \itindex{securebits}
  \textit{securebits} per il processo chiamante al valore indicato
  da \param{arg2}; per i dettagli sul significato dei \textit{securebits} si
  veda sez.~\ref{sec:proc_capabilities}, ed in particolare i valori di
  tab.~\ref{tab:securebits_values} e la relativa trattazione. L'operazione
  richiede i privilegi di amministratore (la capacità \const{CAP\_SETPCAP}),
  altrimenti la chiamata fallirà con un errore di \errval{EPERM}. Introdotta a
  partire dal kernel 2.6.26.
\item[\const{PR\_GET\_SECUREBITS}] Ottiene come valore di ritorno della
  funzione l'impostazione corrente per i \itindex{securebits}
  \textit{securebits}. Introdotta a partire dal kernel 2.6.26.
\item[\const{PR\_SET\_TIMING}] Imposta il metodo di temporizzazione del
  processo da indicare con il valore di \param{arg2}, con
  \const{PR\_TIMING\_STATISTICAL} si usa il metodo statistico tradizionale,
  con \const{PR\_TIMING\_TIMESTAMP} il più accurato basato su dei
  \textit{timestamp}, quest'ultimo però non è ancora implementato ed il suo
  uso comporta la restituzione di un errore di \errval{EINVAL}. Introdotta a
  partire dal kernel 2.6.0-test4.
\item[\const{PR\_GET\_TIMING}] Ottiene come valore di ritorno della funzione
  il metodo di temporizzazione del processo attualmente in uso. Introdotta a
  partire dal kernel 2.6.0-test4.
\item[\const{PR\_SET\_TSC}] Imposta il flag che indica se il processo
  chiamante può leggere il registro di processore contenente il contatore dei
  \textit{timestamp} (TSC, o \textit{Time Stamp Counter}) da indicare con il
  valore di \param{arg2}. Si deve specificare \const{PR\_TSC\_ENABLE} per
  abilitare la lettura o \const{PR\_TSC\_SIGSEGV} per disabilitarla con la
  generazione di un segnale di \signal{SIGSEGV} (vedi
  sez.~\ref{sec:sig_prog_error}). La lettura viene automaticamente
  disabilitata se si attiva il \textit{secure computing mode}.  Introdotta a
  partire dal kernel 2.6.26, solo su x86.
\item[\const{PR\_GET\_TSC}] Ottiene il valore del flag che controlla la
  lettura del contattore dei \textit{timestamp}, salvato all'indirizzo
  puntato \param{arg2}, che deve essere di tipo \code{(int *)}. Introdotta a
  partire dal kernel 2.6.26, solo su x86.
% articoli sul TSC e relativi problemi: http://lwn.net/Articles/209101/,
% http://blog.cr0.org/2009/05/time-stamp-counter-disabling-oddities.html,
% http://en.wikipedia.org/wiki/Time_Stamp_Counter 
\item[\const{PR\_SET\_UNALIGN}] Imposta la modalità di controllo per l'accesso
  a indirizzi di memoria non allineati, che in varie architetture risultano
  illegali, da indicare con il valore di \param{arg2}. Si deve specificare il
  valore \const{PR\_UNALIGN\_NOPRINT} per ignorare gli accessi non allineati,
  ed il valore \const{PR\_UNALIGN\_SIGBUS} per generare un segnale di
  \signal{SIGBUS} (vedi sez.~\ref{sec:sig_prog_error}) in caso di accesso non
  allineato.  Introdotta con diverse versioni su diverse architetture.
\item[\const{PR\_GET\_UNALIGN}] Ottiene il valore della modalità di controllo
  per l'accesso a indirizzi di memoria non allineati, salvato all'indirizzo
  puntato \param{arg2}, che deve essere di tipo \code{(int *)}. Introdotta con
  diverse versioni su diverse architetture.
\item[\const{PR\_MCE\_KILL}] Imposta la politica di gestione degli errori
  dovuti a corruzione della memoria per problemi hardware. Questo tipo di
  errori vengono riportati dall'hardware di controllo della RAM e vengono
  gestiti dal kernel,\footnote{la funzionalità è disponibile solo sulle
    piattaforme più avanzate che hanno il supporto hardware per questo tipo di
    controlli.} ma devono essere opportunamente riportati ai processi che
  usano quella parte di RAM che presenta errori; nel caso specifico questo
  avviene attraverso l'emissione di un segnale di \signal{SIGBUS} (vedi
  sez.~\ref{sec:sig_prog_error}).\footnote{in particolare viene anche
    impostato il valore di \var{si\_code} in \struct{siginfo\_t} a
    \const{BUS\_MCEERR\_AO}; per il significato di tutto questo si faccia
    riferimento alla trattazione di sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.}

  Il comportamento di default prevede che per tutti i processi si applichi la
  politica generale di sistema definita nel file
  \procfile{/proc/sys/vm/memory\_failure\_early\_kill}, ma specificando
  per \param{arg2} il valore \const{PR\_MCE\_KILL\_SET} è possibile impostare
  con il contenuto di \param{arg3} una politica specifica del processo
  chiamante. Si può tornare alla politica di default del sistema utilizzando
  invece per \param{arg2} il valore \const{PR\_MCE\_KILL\_CLEAR}. In tutti i
  casi, per compatibilità con eventuali estensioni future, tutti i valori
  degli argomenti non utilizzati devono essere esplicitamente posti a zero,
  pena il fallimento della chiamata con un errore di \errval{EINVAL}.
  
  In caso di impostazione di una politica specifica del processo con
  \const{PR\_MCE\_KILL\_SET} i valori di \param{arg3} possono essere soltanto
  due, che corrispondono anche al valore che si trova nell'impostazione
  generale di sistema di \texttt{memory\_failure\_early\_kill}, con
  \const{PR\_MCE\_KILL\_EARLY} si richiede l'emissione immediata di
  \signal{SIGBUS} non appena viene rilevato un errore, mentre con
  \const{PR\_MCE\_KILL\_LATE} il segnale verrà inviato solo quando il processo
  tenterà un accesso alla memoria corrotta. Questi due valori corrispondono
  rispettivamente ai valori 1 e 0 di
  \texttt{memory\_failure\_early\_kill}.\footnote{in sostanza nel primo caso
    viene immediatamente inviato il segnale a tutti i processi che hanno la
    memoria corrotta mappata all'interno del loro spazio degli indirizzi, nel
    secondo caso prima la pagina di memoria viene tolta dallo spazio degli
    indirizzi di ciascun processo, mentre il segnale viene inviato solo quei
    processi che tentano di accedervi.} Si può usare per \param{arg3} anche un
  terzo valore, \const{PR\_MCE\_KILL\_DEFAULT}, che corrisponde a impostare
  per il processo la politica di default.\footnote{si presume la politica di
    default corrente, in modo da non essere influenzati da un eventuale
    successivo cambiamento della stessa.} Introdotta a partire dal kernel
  2.6.32.
\item[\const{PR\_MCE\_KILL\_GET}] Ottiene come valore di ritorno della
  funzione la politica di gestione degli errori dovuti a corruzione della
  memoria. Tutti gli argomenti non utilizzati (al momento tutti) devono essere
  nulli pena la ricezione di un errore di \errval{EINVAL}. Introdotta a
  partire dal kernel 2.6.32.
\label{sec:prctl_operation}
\end{basedescript}




\subsection{La funzione \func{ptrace}}
\label{sec:process_ptrace}

Da fare

% TODO: trattare PTRACE_SEIZE, aggiunta con il kernel 3.1


\subsection{L'accesso alle porte di I/O}
\label{sec:process_io_port}

%
% TODO l'I/O sulle porte di I/O 
% consultare le manpage di ioperm, iopl e outb

Da fare

% TODO: funzioni varie sparse citate da qualche parte e da trattare forse in
% una sezione a parte: sigreturn,


\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 \itindex{race~condition} \textit{race
  condition} (vedi sez.~\ref{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
cap.~\ref{cha:IPC}) o nelle operazioni con i file (vedremo alcuni esempi in
sez.~\ref{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 \textit{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 \textit{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
sez.~\ref{sec:sig_adv_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
\direct{volatile} le variabili che possono essere interessate ad accesso
condiviso, onde evitare problemi con le ottimizzazioni del codice.



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

\itindbeg{race~condition}

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
\index{sezione~critica} \textsl{sezioni critiche}) del programma, siano
opportunamente protette da meccanismi di sincronizzazione (torneremo su queste
problematiche di questo tipo in cap.~\ref{cha:IPC}).

\itindbeg{deadlock} Un caso particolare di \textit{race condition} sono poi i
cosiddetti \textit{deadlock} (traducibile in \textsl{condizioni di stallo}),
particolarmente gravi in quanto comportano spesso il blocco completo di un
servizio, e non il fallimento di una singola operazione. Per definizione un
\textit{deadlock} è una situazione in cui due o più processi non sono più in
grado di proseguire perché ciascuno aspetta il risultato di una operazione che
dovrebbe essere eseguita dall'altro.

L'esempio tipico di una situazione che può condurre ad un
\textit{deadlock} è quello in cui un flag di
``\textsl{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 sez.~\ref{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.
\itindend{race~condition}
\itindend{deadlock}


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

\index{funzioni!rientranti|(}

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 \itindex{thread} \textit{thread} di esecuzione senza che questo
comporti nessun problema nell'esecuzione della stessa. La problematica è
comune nella programmazione \itindex{thread} \textit{multi-thread}, ma si
hanno gli stessi problemi quando si vogliono chiamare delle funzioni
all'interno dei gestori dei segnali.

Fintanto che una funzione opera soltanto con le variabili locali è rientrante;
queste infatti vengono allocate nello \itindex{stack} \textit{stack}, ed
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
\itindex{stack} \textit{stack}.  Ad esempio una funzione non è mai rientrante
se usa una \index{variabili!globali} variabile globale o
\index{variabili!statiche} 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 \index{variabili!statiche} variabili statiche, le
\acr{glibc} però mettono a disposizione due macro di compilatore,\footnote{si
  ricordi quanto illustrato in sez.~\ref{sec:intro_gcc_glibc_std}.}
\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.

\index{funzioni!rientranti|)}


% LocalWords:  multitasking like VMS child process identifier pid sez shell fig
% LocalWords:  parent kernel init pstree keventd kswapd table struct linux call
% LocalWords:  nell'header scheduler system interrupt timer HZ asm Hertz clock
% LocalWords:  l'alpha tick fork wait waitpid exit exec image glibc int pgid ps
% LocalWords:  sid thread Ingo Molnar ppid getpid getppid sys unistd LD threads
% LocalWords:  void ForkTest tempnam pathname sibling cap errno EAGAIN ENOMEM
% LocalWords:  stack read only copy write tab client spawn forktest sleep PATH
% LocalWords:  source LIBRARY scheduling race condition printf descriptor dup
% LocalWords:  close group session tms lock vfork execve BSD stream main abort
% LocalWords:  SIGABRT SIGCHLD SIGHUP foreground SIGCONT termination signal ANY
% LocalWords:  handler kill EINTR POSIX options WNOHANG ECHILD option WUNTRACED
% LocalWords:  dump bits rusage getrusage heap const filename argv envp EACCES
% LocalWords:  filesystem noexec EPERM suid sgid root nosuid ENOEXEC ENOENT ELF
% LocalWords:  ETXTBSY EINVAL ELIBBAD BIG EFAULT EIO ENAMETOOLONG ELOOP ENOTDIR
% LocalWords:  ENFILE EMFILE argc execl path execv execle execlp execvp vector
% LocalWords:  list environ NULL umask pending utime cutime ustime fcntl linker
% LocalWords:  opendir libc interpreter FreeBSD capabilities Mandatory Access
% LocalWords:  Control MAC SELinux Security Modules LSM superuser uid gid saved
% LocalWords:  effective euid egid dell' fsuid fsgid getuid geteuid getgid SVr
% LocalWords:  getegid IDS NFS setuid setgid all' logout utmp screen xterm TODO
% LocalWords:  setreuid setregid FIXME ruid rgid seteuid setegid setresuid size
% LocalWords:  setresgid getresuid getresgid value result argument setfsuid DAC
% LocalWords:  setfsgid NGROUPS sysconf getgroups getgrouplist groups ngroups
% LocalWords:  setgroups initgroups patch LIDS CHOWN OVERRIDE Discrectionary PF
% LocalWords:  SEARCH chattr sticky NOATIME socket domain immutable append mmap
% LocalWords:  broadcast multicast multicasting memory locking mlock mlockall
% LocalWords:  shmctl ioperm iopl chroot ptrace accounting swap reboot hangup
% LocalWords:  vhangup mknod lease permitted inherited inheritable bounding AND
% LocalWords:  capability capget capset header ESRCH undef version obj clear PT
% LocalWords:  pag ssize length proc capgetp preemptive cache runnable Stopped
% LocalWords:  Uninterrutible SIGSTOP soft slice nice niceness counter which SC
% LocalWords:  getpriority who setpriority RTLinux RTAI Adeos fault FIFO First
% LocalWords:  yield Robin setscheduler policy param OTHER priority setparam to
% LocalWords:  min getparam getscheduler interval robin ENOSYS fifo ping long
% LocalWords:  affinity setaffinity unsigned mask cpu NUMA CLR ISSET SETSIZE RR
% LocalWords:  getaffinity assembler deadlock REENTRANT SAFE tgz MYPGRP l'OR rr
% LocalWords:  WIFEXITED WEXITSTATUS WIFSIGNALED WTERMSIG WCOREDUMP WIFSTOPPED
% LocalWords:  WSTOPSIG opt char INTERP arg SIG IGN DFL mascheck grp FOWNER RAW
% LocalWords:  FSETID SETPCAP BIND SERVICE ADMIN PACKET IPC OWNER MODULE RAWIO
% LocalWords:  PACCT RESOURCE TTY CONFIG SETFCAP hdrp datap libcap lcap text tp
% LocalWords:  get ncap caps CapInh CapPrm fffffeff CapEff getcap STAT dall'I
% LocalWords:  inc PRIO SUSv PRGR prio SysV SunOS Ultrix sched timespec len sig
% LocalWords:  cpusetsize cpuset atomic tickless redirezione WCONTINUED stopped
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