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

Come accennato nell'introduzione in un sistema Unix tutte le operazioni
vengono svolte tramite opportuni processi.  In sostanza questi ultimi vengono
a costituire l'unità base per l'allocazione e l'uso delle risorse del sistema.

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


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

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


\subsection{L'architettura della gestione dei processi}
\label{sec:proc_hierarchy}

A differenza di quanto avviene in altri sistemi (ad esempio nel VMS la
generazione di nuovi processi è un'operazione privilegiata) una delle
caratteristiche di Unix (che esamineremo in dettaglio più avanti) è che
qualunque processo può a sua volta generarne altri, detti processi figli
(\textit{child process}). Ogni processo è identificato presso il sistema da un
numero 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 è che la generazione di un
processo è un'operazione separata rispetto al lancio di un programma. In
genere la sequenza è sempre quella di creare un nuovo processo, il quale
eseguirà, in un passo successivo, il programma desiderato: questo è ad esempio
quello che fa la shell quando mette in esecuzione il programma che gli
indichiamo nella linea di comando.

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

Ovviamente \cmd{init} è un processo speciale che in genere si occupa di far
partire tutti gli altri processi necessari al funzionamento del sistema,
inoltre \cmd{init} è essenziale per svolgere una serie di compiti
amministrativi nelle operazioni ordinarie del sistema (torneremo su alcuni di
essi in 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, passando la riga \cmd{init=/bin/sh} come parametro di avvio.

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

Dato che tutti i processi attivi nel sistema sono comunque generati da
\cmd{init} o da uno dei suoi figli\footnote{in realtà questo non è del tutto
  vero, in Linux ci sono alcuni processi speciali che pur comparendo come
  figli di \cmd{init}, o con \acr{pid} successivi, sono in realtà generati
  direttamente dal kernel, (come \cmd{keventd}, \cmd{kswapd}, ecc.).} si
possono classificare i processi con la relazione padre/figlio in
un'organizzazione gerarchica ad albero, in maniera analoga a come i file sono
organizzati in un albero di directory (si veda
sez.~\ref{sec:file_organization}); 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.

Il kernel mantiene una tabella dei processi attivi, la cosiddetta
\itindex{process~table} \textit{process table}; per ciascun processo viene
mantenuta una voce, costituita da una struttura \struct{task\_struct}, nella
tabella dei processi che contiene tutte le informazioni rilevanti per quel
processo. Tutte le strutture usate a questo scopo sono dichiarate nell'header
file \file{linux/sched.h}, ed uno schema semplificato, che riporta la
struttura delle principali informazioni contenute nella \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=13cm]{img/task_struct}
  \caption{Schema semplificato dell'architettura delle strutture usate dal
    kernel nella gestione dei processi.}
  \label{fig:proc_task_struct}
\end{figure}

Come accennato in sez.~\ref{sec:intro_unix_struct} è lo
\textit{scheduler}\itindex{scheduler} che decide quale processo mettere in
esecuzione; esso viene eseguito ad ogni system call ed ad ogni
interrupt,\footnote{più in una serie di altre occasioni.} 
% TODO completare questa parte.
(ma può essere anche attivato esplicitamente). Il timer di sistema provvede
comunque a che esso sia invocato periodicamente, generando un interrupt
periodico secondo la frequenza specificata dalla costante \const{HZ}, definita
in \file{asm/param.h}, ed il cui valore è espresso in Hertz.\footnote{Fino al
  kernel 2.4 l valore usuale di questa costante era 100, per tutte le
  architetture eccetto l'alpha, per la quale era 1000. Occorre fare attenzione
  a non confondere questo valore con quello dei clock tick (vedi
  sez.~\ref{sec:sys_unix_time}).}
% TODO verificare gli ultimi cambiamenti del 2.6
% Si ha cioè un interrupt dal timer ogni centesimo di secondo.

Ogni volta che viene eseguito, lo \textit{scheduler}\itindex{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{Una panoramica sulle funzioni fondamentali}
\label{sec:proc_handling_intro}

In un sistema unix-like i processi vengono sempre creati da altri processi
tramite la funzione \func{fork}; il nuovo processo (che viene chiamato
\textsl{figlio}) creato dalla \func{fork} è una copia identica del processo
processo originale (detto \textsl{padre}), ma ha un nuovo \acr{pid} e viene
eseguito in maniera indipendente (le differenze fra padre e figlio sono
affrontate in dettaglio in sez.~\ref{sec:proc_fork}).

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

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

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

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

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



\section{Le funzioni di base}% della gestione dei processi}
\label{sec:proc_handling}

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


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

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

Il \acr{pid} viene assegnato in forma progressiva\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}).} ogni volta
che un nuovo processo viene creato, fino ad un limite che, essendo il
\acr{pid} un numero positivo memorizzato in un intero a 16 bit, arriva ad un
massimo di 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, sono definiti dalla macro \const{PID\_MAX} in
  \file{threads.h} e direttamente in \file{fork.c}, con il kernel 2.5.x e la
  nuova interfaccia per i thread creata da Ingo Molnar anche il meccanismo di
  allocazione dei \acr{pid} è stato modificato.} che serve a riservare i
\acr{pid} più bassi ai processi eseguiti 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{functions}
  \headdecl{sys/types.h} 
  \headdecl{unistd.h} 
  \funcdecl{pid\_t getpid(void)}
  
  Restituisce il \acr{pid} del processo corrente.  
  
  \funcdecl{pid\_t getppid(void)} 
  
  Restituisce il \acr{pid} del padre del processo corrente.

\bodydesc{Entrambe le funzioni non riportano condizioni di errore.}
\end{functions}
\noindent esempi dell'uso di queste funzioni sono riportati in
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.

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 altri identificatori che vengono usati per il
controllo di accesso.  Questi servono per determinare se un processo può
eseguire o meno le operazioni richieste, a seconda dei privilegi e
dell'identità di chi lo ha posto in esecuzione; l'argomento è complesso e sarà
affrontato in dettaglio in sez.~\ref{sec:proc_perms}.


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

La funzione \funcd{fork} è la funzione fondamentale della gestione dei
processi: come si è detto l'unico modo di creare un nuovo processo è
attraverso l'uso di questa funzione, essa quindi riveste un ruolo centrale
tutte le volte che si devono scrivere programmi che usano il multitasking.  Il
prototipo della funzione è:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/types.h} 
  \headdecl{unistd.h} 
  \funcdecl{pid\_t fork(void)} 
  Crea un nuovo processo.
  
  \bodydesc{In caso di successo restituisce il \acr{pid} del figlio al padre e
    zero al figlio; ritorna -1 al padre (senza creare il figlio) in caso di
    errore; \var{errno} può assumere i valori:
  \begin{errlist}
  \item[\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{functions}

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 però una
copia del padre, e riceve una copia dei segmenti di testo, \itindex{stack} 
stack e dati (vedi sez.~\ref{sec:proc_mem_layout}), ed esegue esattamente lo
stesso codice del padre. Si tenga presente però che la memoria è copiata, non
condivisa, pertanto padre e figlio vedono variabili diverse.

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

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

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

\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
  \includecodesample{listati/ForkTest.c}
  \end{minipage}
  \normalsize
  \caption{Esempio di codice per la creazione di nuovi processi.}
  \label{fig:proc_fork_code}
\end{figure}

Normalmente la chiamata a \func{fork} può fallire solo per due ragioni, o ci
sono già troppi processi nel sistema (il che di solito è sintomo che
qualcos'altro non sta andando per il verso giusto) o si è ecceduto il limite
sul numero totale di processi permessi all'utente (vedi
sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}, ed 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 gli attributi del processo (maschera dei segnali, redirezione
dell'output, identificatori) prima della \func{exec}, rendendo così
relativamente facile intervenire sulle le modalità di esecuzione del nuovo
programma.

In 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
\href{http://gapil.truelite.it/gapil_source.tgz}
{\textsf{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\footnote{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 output sul
terminale:

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

Esaminiamo questo risultato: una prima conclusione che si può trarre è che non
si può dire quale processo fra il padre ed il figlio venga eseguito per
primo\footnote{a partire dal kernel 2.5.2-pre10 è stato introdotto il nuovo
  scheduler\itindex{scheduler} di Ingo Molnar che esegue sempre per primo il
  figlio; per mantenere la portabilità è opportuno non fare comunque
  affidamento su questo comportamento.} dopo la chiamata a \func{fork};
dall'esempio si può notare infatti come nei primi due cicli sia stato eseguito
per primo il padre (con la stampa del \acr{pid} del nuovo processo) per poi
passare all'esecuzione del figlio (completata con i due avvisi di esecuzione
ed uscita), e tornare all'esecuzione del padre (con la stampa del passaggio al
ciclo successivo), mentre la terza volta è stato prima eseguito il figlio
(fino alla conclusione) e poi il padre.

In generale l'ordine di esecuzione dipenderà, oltre che dall'algoritmo di
scheduling usato dal kernel, dalla particolare situazione in 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 \textit{race
  condition}\itindex{race~condition} (vedi sez.~\ref{sec:proc_race_cond}).

Si noti inoltre che essendo i segmenti di memoria utilizzati dai singoli
processi completamente separati, le modifiche delle variabili nei processi
figli (come l'incremento di \var{i} in \texttt{\small 31}) sono visibili solo
a loro (ogni processo vede solo la propria copia della memoria), e non hanno
alcun effetto sul valore che le stesse variabili hanno nel processo padre (ed
in eventuali altri processi figli che eseguano lo stesso codice).

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

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

Il comportamento delle varie funzioni di interfaccia con i file è analizzato
in gran dettaglio in cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e in
cap.~\ref{cha:files_std_interface}. Qui basta accennare che si sono usate le
funzioni standard della libreria del C che prevedono l'output bufferizzato; e
questa bufferizzazione (trattata in dettaglio in 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 (nel qual caso il
buffer viene scaricato ad ogni carattere di a capo).

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

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

Quello che succede è che quando lo standard output del padre viene rediretto,
lo stesso avviene anche per tutti i figli; la funzione \func{fork} infatti ha
la caratteristica di duplicare nei figli tutti i file descriptor aperti nel
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 \textit{file table} (per la spiegazione di questi termini si
veda sez.~\ref{sec:file_sharing}) fra cui c'è anche la posizione corrente nel
file.

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

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

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

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

Oltre ai file aperti i processi figli ereditano dal padre una serie di altre
proprietà; la lista dettagliata delle proprietà che padre e figlio hanno in
comune dopo l'esecuzione di una \func{fork} è la seguente:
\begin{itemize*}
\item i file aperti e gli eventuali flag di
  \textit{close-on-exec}\itindex{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 \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 (vedi sez.~\ref{sec:file_umask});
\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 le priorità real-time e le affinità di processore (vedi
  sez.~\ref{sec:proc_real_time});
\item le variabili di ambiente (vedi sez.~\ref{sec:proc_environ}).
\end{itemize*}
Le differenze fra padre e figlio dopo la \func{fork} invece sono:
\begin{itemize*}
\item il valore di ritorno di \func{fork};
\item il \acr{pid} (\textit{process id});
\item il \acr{ppid} (\textit{parent process id}), quello del figlio viene
  impostato al \acr{pid} del padre;
\item i valori dei tempi di esecuzione della struttura \struct{tms} (vedi
  sez.~\ref{sec:sys_cpu_times}) che nel figlio sono posti a zero;
\item i \textit{lock} sui file (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), che non
  vengono ereditati dal figlio;
\item gli allarmi ed i segnali pendenti (vedi sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}), che
  per il figlio vengono cancellati.
\end{itemize*}


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

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

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

Dato che Linux supporta il \textit{copy on write}\itindex{copy~on~write} la
perdita di prestazioni è assolutamente trascurabile, e l'uso di questa
funzione (che resta un caso speciale della system call \func{\_\_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 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 gli stream), il ritorno
dalla funzione \func{main} (equivalente alla chiamata di \func{exit}), e la
chiamata ad \func{\_exit} (che passa direttamente alle operazioni di
terminazione del processo da parte del kernel).

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

Qualunque sia la modalità di conclusione di un processo, il kernel esegue
comunque una serie di operazioni: chiude tutti i file aperti, rilascia la
memoria che stava usando, e così via; l'elenco completo delle operazioni
eseguite alla chiusura di un processo è il seguente:
\begin{itemize*}
\item tutti i file descriptor sono chiusi;
\item viene memorizzato lo stato di terminazione del processo;
\item ad ogni processo figlio viene assegnato un nuovo padre (in genere
  \cmd{init});
\item viene inviato il segnale \const{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 \const{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 \const{SIGHUP} e \const{SIGCONT}
  (vedi ancora sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}).
\end{itemize*}

Oltre queste operazioni è però necessario poter disporre di un meccanismo
ulteriore che consenta di sapere come la terminazione è avvenuta: dato che in
un sistema unix-like tutto viene gestito attraverso i processi, il meccanismo
scelto consiste nel riportare lo stato di terminazione (il cosiddetto
\textit{termination status}) al processo padre.

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

Si noti la distinzione fra \textit{exit status} e \textit{termination status}:
quello che contraddistingue lo stato di chiusura del processo e viene
riportato attraverso le funzioni \func{wait} o \func{waitpid} (vedi
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 ha un padre, non è detto
che sia così alla sua conclusione, dato che il padre potrebbe essere già
terminato (si potrebbe avere cioè quello che si chiama un processo
\textsl{orfano}). 

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

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

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

Questo viene fatto mantenendo attiva la voce nella tabella dei processi, e
memorizzando alcuni dati essenziali, come il \acr{pid}, i tempi di CPU usati
dal processo (vedi 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 \textit{zombie}\index{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 uscita anche questa
informazione, non più necessaria, verrà scartata e la terminazione potrà dirsi
completamente conclusa.

Possiamo utilizzare il nostro programma di prova per analizzare anche questa
condizione: lanciamo il comando \cmd{forktest} in \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:

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

La possibilità di avere degli zombie\index{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}).
Questa operazione è necessaria perché anche se gli
\textit{zombie}\index{zombie} non consumano risorse di memoria o processore,
occupano comunque una voce nella tabella dei processi, che a lungo andare
potrebbe esaurirsi.

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

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


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

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

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

\bodydesc{La funzione restituisce il \acr{pid} del figlio in caso di successo
  e -1 in caso di errore; \var{errno} può assumere i valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
  \end{errlist}}
\end{functions}
\noindent
è presente fin dalle prime versioni di Unix; la funzione ritorna non appena un
processo figlio termina. Se un figlio è già terminato la funzione ritorna
immediatamente, se più di un figlio è terminato occorre chiamare la funzione
più volte se si vuole recuperare lo stato di terminazione di tutti quanti.

Al ritorno della funzione lo stato di terminazione del figlio viene salvato
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 (il \acr{pid} del
figlio) permette di identificare qual è quello che è uscito.

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

Per questo motivo lo standard POSIX.1 ha introdotto la funzione
\funcd{waitpid} 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} si consiglia di utilizzare sempre questa
funzione, il cui prototipo è:
\begin{functions}
\headdecl{sys/types.h}
\headdecl{sys/wait.h}
\funcdecl{pid\_t waitpid(pid\_t pid, int *status, int options)} 
Attende la conclusione di un processo figlio.

\bodydesc{La funzione restituisce il \acr{pid} del processo che è uscito, 0 se
  è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e il processo non è uscito e
  -1 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
  \begin{errlist}
  \item[\errcode{EINTR}] se 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.
  \end{errlist}}
\end{functions}

Le differenze principali fra le due funzioni sono che \func{wait} si blocca
sempre fino a che un processo figlio non termina, mentre \func{waitpid} ha la
possibilità si specificare un'opzione \const{WNOHANG} che ne previene il
blocco; inoltre \func{waitpid} può specificare in maniera flessibile quale
processo attendere, sulla base del valore fornito dall'argomento \param{pid},
secondo lo specchietto riportato in tab.~\ref{tab:proc_waidpid_pid}.

\begin{table}[!htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|c|c|p{8cm}|}
    \hline
    \textbf{Valore} & \textbf{Opzione} &\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 è equivalente a \func{wait}.\\ 
    $0$ &\const{WAIT\_MYPGRP}&attende per un figlio il cui
                              \itindex{process~group} \textit{process 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
delle opportune opzioni tramite l'argomento \param{option}. I valori possibili
sono il già citato \const{WNOHANG}, che previene il blocco della funzione
quando il processo figlio non è terminato, e \const{WUNTRACED} che permette di
tracciare i processi bloccati.  Il valore dell'opzione deve essere specificato
come maschera binaria ottenuta con l'OR delle suddette costanti con zero.

In genere si utilizza \const{WUNTRACED} all'interno del controllo di sessione,
(l'argomento è trattato in sez.~\ref{sec:sess_job_control}). In tal caso
infatti la funzione ritorna, restituendone il \acr{pid}, quando c'è un
processo figlio che è entrato in stato di sleep (vedi
tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) e del quale non si è ancora letto lo stato
(con questa stessa opzione). In Linux sono previste altre opzioni non standard
relative al comportamento con i thread, che riprenderemo in
sez.~\ref{sec:thread_xxx}.

La terminazione di un processo figlio è chiaramente un evento asincrono
rispetto all'esecuzione di un programma e può avvenire in un qualunque
momento. Per questo motivo, come accennato nella sezione precedente, una delle
azioni prese dal kernel alla conclusione di un processo è quella di mandare un
segnale di \const{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.

In genere in un programma non si vuole essere forzati ad attendere la
conclusione di un processo per proseguire, specie se tutto questo serve solo
per leggerne lo stato di chiusura (ed evitare la presenza di
\textit{zombie}\index{zombie}), per questo la modalità più usata per chiamare
queste funzioni è quella di utilizzarle all'interno di un \textit{signal
  handler} (vedremo un esempio di come gestire \const{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{wait} non si bloccherà.

\begin{table}[!htb]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}[c]{|c|p{10cm}|}
    \hline
    \textbf{Macro} & \textbf{Descrizione}\\
    \hline
    \hline
    \macro{WIFEXITED(s)}   & Condizione vera (valore non nullo) per un processo
                             figlio che sia terminato normalmente. \\
    \macro{WEXITSTATUS(s)} & Restituisce gli otto bit meno significativi dello
                             stato di uscita del processo (passato attraverso
                             \func{\_exit}, \func{exit} o come valore di
                             ritorno di \func{main}). Può essere valutata solo
                             se \val{WIFEXITED} ha restituito un valore non
                             nullo.\\ 
    \macro{WIFSIGNALED(s)} & Vera se il processo figlio è terminato
                             in maniera anomala a causa di un segnale che non
                             è stato catturato (vedi
                             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
                             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. \\ 
    \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{questa macro non è definita dallo standard POSIX.1, ma è
    presente come estensione sia in Linux che in altri Unix.}

Entrambe le funzioni di attesa restituiscono lo stato di terminazione del
processo tramite il puntatore \param{status} (se non interessa memorizzare
lo stato si può passare un puntatore nullo). Il valore restituito da
entrambe le funzioni dipende dall'implementazione, e tradizionalmente alcuni
bit (in genere 8) sono riservati per memorizzare lo stato di uscita, e altri
per indicare il segnale che ha causato la terminazione (in caso di
conclusione anomala), uno per indicare se è stato generato un
\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 prendono come parametro la variabile di tipo
\ctyp{int} puntata da \param{status}).

Si tenga conto che nel caso di conclusione anomala il valore restituito da
\val{WTERMSIG} può essere confrontato con le costanti 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}.


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

Linux, seguendo un'estensione di BSD, supporta altre due funzioni per la
lettura dello stato di terminazione di un processo, analoghe alle precedenti
ma che prevedono un ulteriore argomento attraverso il quale il kernel può
restituire al padre informazioni sulle risorse 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{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{Le funzioni \func{exec}}
\label{sec:proc_exec}

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

Ci sono sei diverse versioni di \func{exec} (per questo la si è chiamata
famiglia di funzioni) che possono essere usate per questo compito, in realtà
(come mostrato in 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=15cm]{img/exec_rel}
  \caption{La interrelazione fra le sei funzioni della famiglia \func{exec}.}
  \label{fig:proc_exec_relat}
\end{figure}

La terza differenza è come viene passata la lista delle variabili di ambiente.
Con lo mnemonico \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} assume anche una serie di altre proprietà del processo chiamante;
la lista completa è la seguente:
\begin{itemize*}
\item il \textit{process id} (\acr{pid}) ed il \textit{parent process id}
  (\acr{ppid});
\item l'\textsl{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 (\var{umask}, vedi
  sez.~\ref{sec:file_umask}) ed i \textit{lock} sui file (vedi
  sez.~\ref{sec:file_locking});
\item i segnali sospesi (\textit{pending}) e la maschera dei segnali (si veda
  sez.~\ref{sec:sig_sigmask});
\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}).
\end{itemize*}

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

La gestione dei file aperti dipende dal valore che ha il flag di
\textit{close-on-exec}\itindex{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 \textit{close-on-exec}\itindex{close-on-exec} sulle
directory che apre, in maniera trasparente all'utente.

Abbiamo detto che l'\textsl{user-ID reale} ed il \textsl{group-ID reale}
restano gli stessi all'esecuzione di \func{exec}; lo stesso vale per
l'\textsl{user-ID effettivo} ed il \textsl{group-ID effettivo} (il significato
di questi identificatori è trattato in sez.~\ref{sec:proc_access_id}), tranne
quando il file che si va ad eseguire 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 (per i
dettagli vedi sez.~\ref{sec:proc_perms}).

Se il file da eseguire è in formato \emph{a.out} e necessita di librerie
condivise, viene lanciato il \textit{linker} dinamico \cmd{/lib/ld.so} prima
del programma per caricare le librerie necessarie ed effettuare il link
dell'eseguibile. Se il programma è in formato ELF per caricare le librerie
dinamiche viene usato l'interprete indicato nel segmento \const{PT\_INTERP},
in genere questo è \file{/lib/ld-linux.so.1} per programmi linkati con le
\acr{libc5}, e \file{/lib/ld-linux.so.2} per programmi linkati con le
\acr{glibc}. 

Infine nel caso il file sia uno script esso deve iniziare con una linea nella
forma \cmd{\#!/path/to/interpreter [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'inteprete 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 restitituisce un errore di \const{ENAMETOOLONG}, una comparazione dei
  vari comportamenti si trova su
  \href{http://www.in-ulm.de/~mascheck/various/shebang/}
  {\texttt{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 o il \textit{Mandatory Access Control}
  \itindex{Mandatory~Access~Control~(MAC)} di SELinux; inoltre basandosi sul
  lavoro effettuato con SELinux, a partire dal kernel 2.5.x, è iniziato lo
  sviluppo di una infrastruttura di sicurezza, il \textit{Linux Security
    Modules}, 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_suid_sgid}). In questo caso essi saranno impostati
all'utente e al gruppo proprietari del file. Questo consente, per programmi in
cui ci sia necessità, di dare a qualunque utente normale privilegi o permessi
di un altro (o dell'amministratore).

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

Quando uno di questi programmi (ad esempio \cmd{xterm}) viene lanciato, la
situazione degli identificatori è la seguente:
\begin{eqnarray*}
  \label{eq:1}
  \textsl{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 \file{/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 \file{/var/log/utmp} il programma eseguirà una
\code{setgid(utmp)} (dove \var{utmp} è il valore numerico associato al gruppo
\acr{utmp}, ottenuto ad esempio con una precedente \func{getegid}), dato che
in questo caso il valore richiesto corrisponde al \textsl{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 \file{/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 TODO, FIXME verificare
  e aggiornare la nota.} gli identificatori del gruppo \textit{saved}, le usa
per poter scambiare fra di loro \textit{effective} e \textit{real}. I
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
\file{/etc/groups}) 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.


\subsection{La gestione delle \textit{capabilities}}
\label{sec:proc_capabilities}


\itindbeg{capabilities} 

Come accennato in sez.~\ref{sec:proc_access_id} l'architettura classica della
gestione dei privilegi in un sistema unix-like ha il sostanziale problema di
fornire all'amministratore dei poteri troppo ampi, questo comporta che anche
quando si siano predisposte delle misure di protezione per in essere in grado
di difendersi dagli effetti di una eventuale compromissione del
sistema,\footnote{come montare un filesystem in sola lettura per impedirne
  modifiche, o marcare un file come immutabile.} una volta che questa sia
stata effettuata e si siano ottenuti i privilegi di amministratore, queste
potranno essere comunque rimosse.\footnote{nei casi elencati nella precedente
  nota si potrà sempre rimontare il sistema in lettura-scrittura, o togliere
  la marcatura di immutabilità.}

Il problema consiste nel fatto che nell'architettura tradizionale di un
sistema unix-like i controlli di accesso sono basati su un solo livello di
separazione: per i processi normali essi sono posti in atto, mentre per i
processi con i privilegi di amministratore essi non vengono neppure eseguiti;
per questo motivo non era previsto alcun modo per evitare che un processo con
diritti di amministratore non potesse eseguire certe operazioni, o per cedere
definitivamente alcuni privilegi da un certo momento in poi.

Per ovviare a tutto ciò, a partire dai kernel della serie 2.2, è stato
introdotto un meccanismo, detto \textit{capabilities}, che consentisse di
suddividere i vari privilegi tradizionalmente associati all'amministratore in
un insieme di \textsl{capacità} distinte.  L'idea era che queste capacità
potessero essere abilitate e disabilitate in maniera indipendente per ciascun
processo con privilegi di amministratore, permettendo così una granularità
molto più fine nella distribuzione degli stessi che evitasse la originaria
situazione di \textsl{tutto o nulla}.

Il meccanismo completo delle \textit{capabilities}\footnote{l'implementazione
  di Linux si rifà ad una bozza per quello che dovrebbe divenire lo standard
  POSIX.1e, che prevede questa funzionalità.} prevederebbe anche la
possibilità di associare le stesse \textit{capabilities} anche ai singoli file
eseguibili,\footnote{una descrizione sommaria di questa funzionalità è
  riportata nella pagina di manuale che descrive l'implementazione delle
  \textit{capabilities} con Linux (accessibile con \texttt{man capabilities}),
  ma non essendo implementata non ne tratteremo qui.} in modo da poter
stabilire quali capacità possono essere utilizzate quando viene messo in
esecuzione uno specifico programma; attualmente però questa funzionalità non è
implementata.\footnote{per attualmente si intende fino al kernel 2.6.13, e
  finora non è disponibile al momento neanche presente nessuna realizzazione
  sperimentale delle specifiche POSIX.1e, anche se esistono dei patch di
  sicurezza del kernel, come LIDS (vedi
  \href{http://www.lids.org}{\texttt{http://www.lids.org/})} che realizzano
  qualcosa di simile.}


\begin{table}[!h!bt]
  \centering
  \footnotesize
  \begin{tabular}{|l|p{12cm}|}
    \hline
    \textbf{Capacità}&\textbf{Descrizione}\\
    \hline
    \hline
    \const{CAP\_CHOWN}      & la capacità di cambiare proprietario e gruppo
                              proprietario di un file (vedi
                              sez.~\ref{sec:file_chown}).\\
    \const{CAP\_DAC\_OVERRIDE}& la capacità di evitare il controllo dei
                              permessi di lettura, scrittura ed esecuzione dei
                              file, (vedi sez.~\ref{sec:file_access_control})
                              caratteristici del modello classico del
                              controllo di accesso chiamato
                              \itindex{Discrectionary~Access~Control~(DAC)} 
                              \textit{Discrectionary Access Control} (da cui
                              il nome DAC).\\  
    \const{CAP\_DAC\_READ\_SEARCH}& la capacità di evitare il controllo dei
                              permessi di lettura, scrittura ed esecuzione per
                              le directory (vedi
                              sez.~\ref{sec:file_access_control}).\\
    \const{CAP\_FOWNER}     & la capacità di evitare il controllo che 
                              l'user-ID effettivo del processo (o meglio il
                              \textit{filesystem user-ID}, vedi
                              sez.~\ref{sec:proc_setuid}) coincida con
                              quello del proprietario di un file per tutte
                              le operazioni privilegiate non coperte dalle
                              precedenti \const{CAP\_DAC\_OVERRIDE} e
                              \const{CAP\_DAC\_READ\_SEARCH}. Queste
                              comprendono i cambiamenti dei permessi e dei
                              tempi del file (vedi sez.~\ref{sec:file_chmod} e
                              sez.~\ref{sec:file_utime}), le impostazioni degli
                              attributi estesi (con il comando \cmd{chattr}) e
                              delle ACL, poter ignorare lo
                              \itindex{sticky~bit} \textit{sticky bit} nella
                              cancellazione dei file (vedi
                              sez.~\ref{sec:file_sticky}), la possibilità di
                              impostare il flag di \const{O\_NOATIME} con
                              \func{open} e \func{fcntl} (vedi
                              sez.~\ref{sec:file_open} e
                              sez.~\ref{sec:file_fcntl}).\\
    \const{CAP\_FSETID}     & la capacità di evitare la cancellazione
                              automatica dei bit \itindex{suid~bit} \acr{suid}
                              e \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} quando un file
                              per i quali sono impostati viene modificato da
                              un processo senza questa capacità e la capacità
                              di impostare il bit \acr{sgid} su un file anche
                              quando questo è relativo ad un gruppo cui non si
                              appartiene (vedi sez.~\ref{sec:file_chmod}).\\ 
    \const{CAP\_IPC\_LOCK}  & la capacità di effettuare il \textit{memory
                              locking} \itindex{memory~locking} con le
                              funzioni \func{mlock}, \func{mlockall},
                              \func{shmctl}, \func{mmap} (vedi
                              sez.~\ref{sec:proc_mem_lock} e 
                              sez.~\ref{sec:file_memory_map}). \\  
    \const{CAP\_IPC\_OWNER} & la capacità di evitare il controllo dei permessi
                              per le operazioni sugli oggetti di
                              intercomunicazione fra processi (vedi
                              sez.~\ref{sec:ipc_sysv}).\\  
    \const{CAP\_KILL}       & la capacità di mandare segnali a qualunque
                              processo (vedi sez.~\ref{sec:sig_kill_raise}).\\
    \const{CAP\_LEASE}      & la capacità di creare dei \textit{file lease}
                              \index{file!lease} su di un file (vedi
                              sez.~\ref{sec:file_asyncronous_lease})
                              indipendentemente dalla proprietà dello
                              stesso.\footnotemark\\
    \const{CAP\_LINUX\_IMMUTABLE}& la capacità di impostare gli attributi
                              \textit{immutable} e \textit{append only} per i
                              file su un filesystem che supporta questi
                              attributi estesi.\\ 
    \const{CAP\_MKNOD}      & la capacità di creare file di dispositivo con la
                              funzione \func{mknod} (vedi
                              sez.~\ref{sec:file_mknod}).\footnotemark\\ 
    \const{CAP\_NET\_ADMIN} & la capacità di eseguire alcune operazioni
                              privilegiate sulla rete (impostare le opzioni
                              privilegiate dei socket, abilitare il
                              multicasting, impostare interfacce di rete e
                              tabella di instradamento).\\
    \const{CAP\_NET\_BIND\_SERVICE}& la capacità di porre in ascolto server
                              su porte riservate (vedi
                              sez.~\ref{sec:TCP_func_bind}).\\ 
    \const{CAP\_NET\_BROADCAST}& la capacità di consentire l'uso di socket in
                              broadcast e multicast.\\
    \const{CAP\_NET\_RAW}   & la capacità di usare socket \texttt{RAW} e
                              \texttt{PACKET} (quelli che permettono di creare
                              pacchetti nei protocolli di basso livello).\\
    \const{CAP\_SETGID}     & la capacità di manipolare i group ID dei
                              processi, sia il principale che i supplementari,
                              (vedi sez.~\ref{sec:proc_setgroups} che quelli
                              trasmessi tramite i \index{socket} socket
                              \textit{unix domain} (vedi
                              sez.~\ref{sec:unix_socket}).\\
    \const{CAP\_SETPCAP}    & la capacità di impostare o rimuovere una capacità
                              (limitatamente a quelle che il processo
                              chiamante ha nel suo insieme di capacità
                              permesse) da qualunque processo.\\
    \const{CAP\_SETUID}     & la capacità di manipolare gli user ID del
                              processo (con \func{setuid}, \func{setreuid},
                              \func{setresuid}, \func{setfsuid}) e di
                              trasmettere un valore arbitrario
                              dell'\textsl{uid} nel passaggio delle
                              credenziali coi socket unix domain (vedi
                              sez.~\ref{sec:unix_socket_xxx}).\\ 
    \const{CAP\_SYS\_ADMIN} & la capacità di eseguire una serie di compiti
                              amministrativi (come impostare le quote,
                              attivare e disattivare la swap, montare,
                              rimontare e smontare filesystem, ecc.). \\
    \const{CAP\_SYS\_BOOT}  & la capacità di fare eseguire un reboot del
                              sistema.\\
    \const{CAP\_SYS\_CHROOT}& la capacità di eseguire la funzione
                              \func{chroot} (vedi
                              sez.~\ref{sec:file_chroot}).\\
    \const{CAP\_SYS\_MODULE}& la capacità di caricare e rimuovere moduli del
                              kernel. \\ 
    \const{CAP\_SYS\_NICE}  & la capacità di modificare le priorità dei
                              processi (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}). \\ 
    \const{CAP\_SYS\_PACCT} & la capacità di usare le funzioni di
                              \textit{accounting} dei processi (vedi
                              sez.~\ref{sec:sys_bsd_accounting}).\\ 
    \const{CAP\_SYS\_RAWIO} & la capacità di eseguire operazioni sulle porte
                              di I/O con \func{ioperm} e \func{iopl} (vedi
                              sez.~\ref{sec:file_io_port}).\\
    \const{CAP\_SYS\_RESOURCE}& la capacità di superare le limitazioni sulle
                              risorse, aumentare le quote disco, usare lo
                              spazio disco riservato all'amministratore.\\ 
    \const{CAP\_SYS\_TIME}  & la capacità di modificare il tempo di sistema
                              (vedi sez.~\ref{sec:sys_time}).\\ 
    \const{CAP\_SYS\_TTY\_CONFIG}& la capacità di simulare un \textit{hangup}
                              della console, con la funzione
                              \func{vhangup}.\\
    \const{CAP\_SYS\_PTRACE}& consente di tracciare qualunque processo con
                              \func{ptrace} (vedi 
                              sez.~\ref{sec:xxx_ptrace}).\\
% TODO documentatare ptrace 
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Le costanti che identificano le \textit{capabilities} presenti nel
    kernel.}
\label{tab:proc_capabilities}
\end{table}

\footnotetext[21]{questa capacità è presente soltato a partire dai kernel
  della serie 2.4.x.}

\footnotetext{questa capacità è presente soltato a partire dai kernel della
  serie 2.4.x.}

Per gestire questo nuovo meccanismo ciascun processo porta con sé tre distinti
insiemi di \textit{capabilities}, che vengono denominati rispettivamente
\textit{effective}, \textit{permitted} ed \textit{inherited}. Questi insiemi
vengono mantenuti in forma di tre diverse maschere binarie,\footnote{il kernel
  li mantiene, come i vari identificatori di sez.~\ref{sec:proc_setuid},
  all'interno della \struct{task\_struct} di ciascun processo (vedi
  fig.~\ref{fig:proc_task_struct}), nei tre campi \texttt{cap\_effective},
  \texttt{cap\_inheritable}, \texttt{cap\_permitted} del tipo
  \texttt{kernel\_cap\_t} (definito come intero a 32 bit), il che comporta un
  massimo di 32 \textit{capabilities} distinte.} in cui ciascun bit
corrisponde ad una capacità diversa; se ne è riportato l'elenco,\footnote{si
  tenga presente che l'elenco delle \textit{capabilities} presentato questa
  tabella, ripreso dalla relativa pagina di manuale (accessibile con
  \texttt{man capabilities}), è quello aggiornato al kernel 2.6.6.} con una
breve descrizione, ed il nome delle costanti che identificano i singoli bit,
in tab.~\ref{tab:proc_capabilities}.

L'utilizzo di tre distinti insiemi serve a fornire una interfaccia flessibile
per l'uso delle \textit{capabilities}, con scopi analoghi a quelli per cui
sono mantenuti i diversi insiemi di identificatori di
sez.~\ref{sec:proc_setuid}; il loro significato è il seguente:
\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
\item[\textit{effective}] l'insieme delle \textit{capabilities}
  ``\textsl{effettive}'', cioè di quelle che vengono effettivamente usate dal
  kernel quando deve eseguire il controllo di accesso per le varie operazioni
  compiute dal processo.
\item[\textit{permitted}] l'insieme delle \textit{capabilities}
  ``\textsl{permesse}'', cioè l'insieme di quelle capacità che un processo
  \textsl{può} impostare come \textsl{effettive}. Se un processo cancella una
  capacità da questo insieme non potrà più riassumerla (almeno che non esegua
  un programma che è \acr{suid} di root).
\item[\textit{inherited}] l'insieme delle \textit{capabilities}
  ``\textsl{ereditate}'', cioè quelle che vengono trasmesse ad un nuovo
  programma eseguito attraverso una chiamata ad \func{exec} (con l'eccezione
  del caso che questo sia \acr{suid} di root).
\end{basedescript}

Oltre a questi tre insiemi, che sono relativi al singolo processo, il kernel
mantiene un insieme generale valido per tutto il sistema, chiamato
\itindex{capabilities~bounding~set} \textit{capabilities bounding set}. Ogni
volta che un programma viene posto in esecuzione con \func{exec} il contenuto
degli insiemi \textit{effective} e \textit{permitted} vengono mascherati con
un \textsl{AND} binario del contenuto corrente del \textit{capabilities
  bounding set}, così che il nuovo processo potrà disporre soltanto delle
capacità in esso elencate.

Il \textit{capabilities bounding set} è un parametro di sistema, accessibile
attraverso il contenuto del file \file{/proc/sys/kernel/cap-bound}, che per
questa sua caratteristica consente di impostare un limite generale alle
capacità che possono essere accordate ai vari processi.  Questo valore può
essere impostato ad un valore arbitrario esclusivamente dal primo processo
eseguito nel sistema (di norma cioè da \texttt{/sbin/init}), ogni processo
eseguito successivamente (cioè con \textsl{pid} diverso da 1) anche se
eseguito con privilegi di amministratore può al più rimuovere uno dei bit
dell'insieme: questo significa che una volta rimossa una \textit{capability}
dal \textit{capabilities bounding set} essa non sarà più disponibile, neanche
per l'amministratore, a meno di un riavvio.

Quando viene messo in esecuzione (con \func{exec}) un processo eredita (nel
senso che assume negli insiemi \textit{effective} e \textit{permitted}) le
\textit{capabilities} mantenute nell'insieme \textit{inherited}, a meno che
non sia eseguito un programma \acr{suid} di root o la \func{exec} sia stata
eseguita da un programma con \textsl{uid} reale zero; in tal caso il programma
ottiene tutte le \textit{capabilities} presenti nel \textit{capabilities
  bounding set}. In questo modo si può far si che ad un processo eseguito in
un secondo tempo possano essere trasmesse solo un insieme limitato di
capacità, impedendogli di recuperare quelle assenti nell'insieme
\textit{inherited}. Si tenga presente invece che attraverso una \func{fork}
vengono mantenute le stesse capacità del processo padre.

Per la gestione delle \textit{capabilities} Linux usa due funzioni,
\funcd{capget} e \funcd{capset}, che permettono rispettivamente di leggerne ed
impostarne i valori, i cui rispettivi prototipi sono:
\begin{functions}
  \headdecl{sys/capability.h}

  \funcdecl{int capget(cap\_user\_header\_t hdrp, cap\_user\_data\_t datap)}
  Legge le \textit{capabilities}.

  \funcdecl{int capset(cap\_user\_header\_t hdrp, const cap\_user\_data\_t
    datap)} 
  Imposta le \textit{capabilities}.

  
  \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}] si è fatto riferimento ad un processo inesistente.
    \item[\errcode{EPERM}] si è tentato di aggiungere una capacità
      nell'insieme delle \textit{capabilities} permesse, o di impostare una
      capacità non presente nell'insieme di quelle permesse negli insieme
      delle effettive o ereditate, o si è cercato di impostare una
      \textit{capability} di un altro processo senza avare
      \const{CAP\_SETPCAP}. 
  \end{errlist}
  ed inoltre \errval{EFAULT} ed \errval{EINVAL}}
\end{functions}

Queste due funzioni costituiscono una interfaccia di basso livello, ed usano
due strutture specifiche di Linux, la cui definizione è riportata in
fig.~\ref{fig:cap_kernel_struct}. Queste ultime, come le due funzioni
precedenti, sono soggette ad essere modificate con il cambiamento del kernel
(in particolare i tipi di dati delle strutture) ed anche se finora
l'interfaccia è risultata stabile, 


\begin{figure}[!htb]
  \footnotesize
  \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includestruct{listati/tms.h}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{Le strutture specifiche di Linux per l'interfaccia di gestione di
    basso livello delle \textit{capabilities}.}
  \label{fig:cap_kernel_struct}
\end{figure}


sono definite in una apposita struttura del kernel, 

Per la gestione delle \textit{capabilities} lo standard POSIX.1e prevede l'uso
di uno specifico tipo di dato \type{cap\_t}, che 









\itindend{capabilities}


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

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


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

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

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

Il meccanismo tradizionale di scheduling di Unix (che tratteremo in
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, l'unico meccanismo di
scheduling con il quale si avrà a che fare è quello tradizionale, che prevede
solo priorità dinamiche. È di questo che, di norma, ci si dovrà preoccupare
nella programmazione.

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

Il meccanismo usato da Linux è piuttosto semplice,\footnote{in realtà nella
  serie 2.6.x lo scheduler è stato riscritto da zero e può 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 al volo, che comunque non è incluso nel
  kernel ufficiale).} ad ogni processo è assegnata una \textit{time-slice},
cioè un intervallo di tempo (letteralmente una fetta) per il quale esso deve
essere eseguito. Il valore della \textit{time-slice} è controllato dalla
cosiddetta \textit{nice} (o \textit{niceness}) del processo.  Essa è contenuta
nel campo \var{nice} di \struct{task\_struct}; tutti i processi vengono creati
con lo stesso valore, ed essa specifica il valore della durata iniziale della
\textit{time-slice} che viene assegnato ad un altro campo della struttura
(\var{counter}) quando il processo viene eseguito per la prima volta e
diminuito progressivamente ad ogni interruzione del timer.

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

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

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

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

  \bodydesc{La funzione ritorna la priorità in caso di successo e -1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
  \begin{errlist}
  \item[\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; dato che -1 è un valore possibile, per poter
rilevare una condizione di errore è necessario cancellare sempre \var{errno}
prima della chiamata alla funzione, per verificare che essa resti uguale a
zero.  

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

  \bodydesc{La funzione ritorna la priorità in caso di successo e -1 in caso di
    errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
  \begin{errlist}
  \item[\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{EPERM}] un processo senza i privilegi di amministratore ha
    specificato un valore di \param{inc} negativo.
  \item[\errcode{EACCES}] un processo senza i privilegi di amministratore ha
    cercato di modificare la priorità di un processo di un altro utente.
  \end{errlist}}
\end{prototype}

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



\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
\textit{page fault}\itindex{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.

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

Quando c'è un processo con priorità assoluta lo scheduler lo metterà in
esecuzione prima di ogni processo normale. In caso di più processi sarà
eseguito per primo quello con priorità assoluta più alta. Quando ci sono più
processi con la stessa priorità assoluta questi vengono tenuti in una coda 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[\textit{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[\textit{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 \textit{runnable} entrano nel
  \textsl{girotondo}.
\end{basedescript}

La funzione per impostare le politiche di scheduling (sia real-time che
ordinarie) ed i relativi parametri è \funcd{sched\_setscheduler}; il suo
prototipo è:
\begin{prototype}{sched.h}
{int sched\_setscheduler(pid\_t pid, int policy, const struct sched\_param *p)}
  Imposta priorità e politica di scheduling.
  
  \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}] 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 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}; un valore
negativo per \param{policy} mantiene la politica di scheduling corrente.
Solo un processo con i privilegi di amministratore può impostare priorità
assolute diverse da zero o politiche \const{SCHED\_FIFO} e \const{SCHED\_RR}.

\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} \\
    \const{SCHED\_OTHER}& Scheduling ordinario\\
    \hline
  \end{tabular}
  \caption{Valori dell'argomento \param{policy} per la funzione
    \func{sched\_setscheduler}.}
  \label{tab:proc_sched_policy}
\end{table}

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

\begin{figure}[!bht]
  \footnotesize \centering
  \begin{minipage}[c]{15cm}
    \includestruct{listati/sched_param.c}
  \end{minipage} 
  \normalsize 
  \caption{La struttura \structd{sched\_param}.} 
  \label{fig:sig_sched_param}
\end{figure}

Si tenga presente che quando si imposta una politica di scheduling real-time
per un processo (o se ne cambia la priorità con \func{sched\_setparam}) 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.

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}


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

Il kernel mantiene i processi con la stessa priorità assoluta in una lista, ed
esegue sempre il primo della lista, mentre un nuovo processo che torna in
stato \textit{runnable} viene sempre inserito in coda alla lista. Se la
politica scelta è \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 \textit{runnable}
sarà reinserito in coda alla lista); l'esecuzione viene ripresa subito solo
nel caso che esso sia stato interrotto da un processo a priorità più alta.

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

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

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

  \bodydesc{La funzione ritorna la priorità  in caso di successo
    e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
    \begin{errlist}
    \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
    \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{p} non ha senso per la
      politica scelta.
    \item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi sufficienti per
      eseguire l'operazione.
  \end{errlist}}
\end{functions}

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

Si tenga presente che per eseguire la funzione il processo chiamante deve
avere un user-ID effettivo uguale all'user-ID reale o a quello effettivo del
processo di cui vuole cambiare la priorità, oppure deve avere i privilegi di
amministratore (con la capacità \const{CAP\_SYS\_NICE}).

La priorità assoluta può essere riletta indietro dalla 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{EINVAL}] il valore di \param{pid} è negativo.
  \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 \param{pid} è nullo viene restituito quello del 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 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 che usa lo scheduling real-time può rilasciare
volontariamente la CPU; questo viene fatto attraverso la funzione
\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}

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

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
dell'\textsl{effetto ping-pong}.\index{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 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 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\footnote{di questa funzione (e
  della corrispondente \func{sched\_setaffinity}) esistono versioni diverse
  per gli argomenti successivi a \param{pid}: la prima (quella riportata nella
  pagina di manuale) prevedeva due ulteriori argomenti di tipo
  \texttt{unsigned int len} e \texttt{unsigned long *mask}, poi l'argomento
  \texttt{len} è stato eliminato, successivamente si è introdotta la versione
  riportata con però un secondo argomento di tipo \texttt{size\_t cpusetsize}
  (anche questa citata nella pagina di manuale); la versione citata è quella
  riportata nel manuale delle \textsl{glibc} e corripondente alla definizione
  presente in \file{sched.h}.} è:
\begin{prototype}{sched.h}
  {int sched\_setaffinity (pid\_t pid, 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}

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).

Infine se un gruppo di processi accede alle stesse risorse condivise (ad
esempio una applicazione con più 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 thread, ma in certi casi (quando i 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, \ctyp{cpu\_set\_t},\footnote{questa è una
  estensione specifica delle \acr{glibc}, da attivare definendo la macro
  \macro{\_GNU\_SOURCE}, non esiste infatti una standardardizzazione 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, 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
paricolari.  

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}



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

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

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


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

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

In un ambiente multitasking il concetto è essenziale, dato che un processo può
essere interrotto in qualunque momento dal kernel che mette in esecuzione un
altro processo o dalla ricezione di un segnale; occorre pertanto essere
accorti nei confronti delle possibili \textit{race
  condition}\itindex{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 system call con cui esse sono realizzate
non possono essere interrotte (o subire interferenze pericolose) da altri
processi.

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

In questo caso il sistema provvede un tipo di dato, il \type{sig\_atomic\_t},
il cui accesso è assicurato essere atomico.  In pratica comunque si può
assumere che, in ogni piattaforma su cui è implementato Linux, il tipo
\ctyp{int}, gli altri interi di dimensione inferiore ed i puntatori sono
atomici. Non è affatto detto che lo stesso valga per interi di dimensioni
maggiori (in cui l'accesso può comportare più istruzioni in assembler) o per
le strutture. In tutti questi casi è anche opportuno marcare come
\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
\textsl{sezioni critiche}\index{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}, 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}

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

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

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

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



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