possono classificare i processi con la relazione padre/figlio in
un'organizzazione gerarchica ad albero, in maniera analoga a come i file sono
organizzati in un albero di directory (si veda
-\secref{sec:file_organization}); in \curfig\ si è mostrato il risultato del
-comando \cmd{pstree} che permette di visualizzare questa struttura, alla cui
-base c'è \cmd{init} che è progenitore di tutti gli altri processi.
+\secref{sec:file_organization}); in \figref{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
\textit{process table}; per ciascun processo viene mantenuta una voce nella
usate a questo scopo sono dichiarate nell'header file \file{linux/sched.h}, ed
uno schema semplificato, che riporta la struttura delle principali informazioni
contenute nella \type{task\_struct} (che in seguito incontreremo a più
-riprese), è mostrato in \nfig.
+riprese), è mostrato in \figref{fig:proc_task_struct}.
\begin{figure}[htb]
\centering
\end{figure}
-Come accennato in \secref{sec:intro_unix_struct} è lo \textit{scheduler} che
-decide quale processo mettere in esecuzione; esso viene eseguito ad ogni
-system call ed ad ogni interrupt,\footnote{più in una serie di altre
- occasioni. NDT completare questa parte.} (ma può essere anche attivato
-esplicitamente). Il timer di sistema provvede comunque a che esso sia invocato
-periodicamente, generando un interrupt periodico secondo la frequenza
-specificata dalla costante \macro{HZ}, definita in \file{asm/param.h}, ed il
-cui valore è espresso in Hertz.\footnote{Il valore usuale di questa costante è
- 100, per tutte le architetture eccetto l'alpha, per la quale è 1000. Occorre
- fare attenzione a non confondere questo valore con quello dei clock tick
- (vedi \secref{sec:sys_unix_time}).}
+Come accennato in \secref{sec:intro_unix_struct} è lo
+\textit{scheduler}\index{scheduler} che decide quale processo mettere in
+esecuzione; esso viene eseguito ad ogni system call ed ad ogni
+interrupt,\footnote{più in una serie di altre occasioni. NDT completare questa
+ parte.} (ma può essere anche attivato esplicitamente). Il timer di sistema
+provvede comunque a che esso sia invocato periodicamente, generando un
+interrupt periodico secondo la frequenza specificata dalla costante
+\macro{HZ}, definita in \file{asm/param.h}, ed il cui valore è espresso in
+Hertz.\footnote{Il valore usuale di questa costante è 100, per tutte le
+ architetture eccetto l'alpha, per la quale è 1000. Occorre fare attenzione a
+ non confondere questo valore con quello dei clock tick (vedi
+ \secref{sec:sys_unix_time}).}
%Si ha cioè un interrupt dal timer ogni centesimo di secondo.
-Ogni volta che viene eseguito, lo \textit{scheduler} effettua il calcolo delle
-priorità dei vari processi attivi (torneremo su questo in
+Ogni volta che viene eseguito, lo \textit{scheduler}\index{scheduler} effettua
+il calcolo delle priorità dei vari processi attivi (torneremo su questo in
\secref{sec:proc_priority}) e stabilisce quale di essi debba essere posto in
esecuzione fino alla successiva invocazione.
processo viene creato, fino ad un limite che, essendo il \acr{pid} un numero
positivo memorizzato in un intero a 16 bit, arriva ad un massimo di 32767.
Oltre questo valore l'assegnazione riparte dal numero più basso disponibile a
-partire da un minimo di 300,\footnote{questi valori sono definiti dalla macro
- \macro{PID\_MAX} in \file{threads.h} e direttamente in \file{fork.c} nei
- sorgenti del kernel.} che serve a riservare i \acr{pid} più bassi ai processi
-eseguiti dal direttamente dal kernel. Per questo motivo, come visto in
-\secref{sec:proc_hierarchy}, il processo di avvio (\cmd{init}) ha sempre il
-\acr{pid} uguale a uno.
+partire da un minimo di 300,\footnote{questi valori, fino al kernel 2.4.x,
+ sono definiti dalla macro \macro{PID\_MAX} in \file{threads.h} e
+ direttamente in \file{fork.c}, con il kernel 2.5.x e la nuova interfaccia
+ per i thread creata da Ingo Molnar anche il meccanismo di allocazione dei
+ \acr{pid} è stato modificato.} che serve a riservare i \acr{pid} più bassi
+ai processi eseguiti dal direttamente dal kernel. Per questo motivo, come
+visto in \secref{sec:proc_hierarchy}, il processo di avvio (\cmd{init}) ha
+sempre il \acr{pid} uguale a uno.
Tutti i processi inoltre memorizzano anche il \acr{pid} del genitore da cui
sono stati creati, questo viene chiamato in genere \acr{ppid} (da
sessione.
Oltre al \acr{pid} e al \acr{ppid}, (e a quelli che vedremo in
-\secref{sec:sess_xxx}, relativi al controllo di sessione), ad ogni processo
-vengono associati degli altri identificatori che vengono usati per il
+\secref{sec:sess_proc_group}, relativi al controllo di sessione), ad ogni
+processo vengono associati degli altri identificatori che vengono usati per il
controllo di accesso. Questi servono per determinare se un processo può
eseguire o meno le operazioni richieste, a seconda dei privilegi e
dell'identità di chi lo ha posto in esecuzione; l'argomento è complesso e sarà
Esaminiamo questo risultato: una prima conclusione che si può trarre è che non
si può dire quale processo fra il padre ed il figlio venga eseguito per
primo\footnote{a partire dal kernel 2.5.2-pre10 è stato introdotto il nuovo
- scheduler di Ingo Molnar che esegue sempre per primo il figlio; per
- mantenere la portabilità è opportuno non fare comunque affidamento su questo
- comportamento.} dopo la chiamata a \func{fork}; dall'esempio si può notare
-infatti come nei primi due cicli sia stato eseguito per primo il padre (con la
-stampa del \acr{pid} del nuovo processo) per poi passare all'esecuzione del
-figlio (completata con i due avvisi di esecuzione ed uscita), e tornare
-all'esecuzione del padre (con la stampa del passaggio al ciclo successivo),
-mentre la terza volta è stato prima eseguito il figlio (fino alla conclusione)
-e poi il padre.
+ scheduler\index{scheduler} di Ingo Molnar che esegue sempre per primo il
+ figlio; per mantenere la portabilità è opportuno non fare comunque
+ affidamento su questo comportamento.} dopo la chiamata a \func{fork};
+dall'esempio si può notare infatti come nei primi due cicli sia stato eseguito
+per primo il padre (con la stampa del \acr{pid} del nuovo processo) per poi
+passare all'esecuzione del figlio (completata con i due avvisi di esecuzione
+ed uscita), e tornare all'esecuzione del padre (con la stampa del passaggio al
+ciclo successivo), mentre la terza volta è stato prima eseguito il figlio
+(fino alla conclusione) e poi il padre.
In generale l'ordine di esecuzione dipenderà, oltre che dall'algoritmo di
scheduling usato dal kernel, dalla particolare situazione in si trova la
\secref{sec:proc_access_id}).
\item gli identificatori per il controllo di sessione: il \textit{process
groupid} e il \textit{session id} ed il terminale di controllo (vedi
- \secref{sec:sess_xxx} e \secref{sec:sess_xxx}).
+ \secref{sec:sess_proc_group}).
\item la directory di lavoro e la directory radice (vedi
\secref{sec:file_work_dir} e \secref{sec:file_chroot}).
\item la maschera dei permessi di creazione (vedi \secref{sec:file_umask}).
\cmd{init}).
\item viene inviato il segnale \macro{SIGCHLD} al processo padre (vedi
\secref{sec:sig_sigchld}).
-\item se il processo è un leader di sessione viene mandato un segnale di
- \macro{SIGHUP} a tutti i processi in background e il terminale di
- controllo viene disconnesso (vedi \secref{sec:sess_xxx}).
+\item se il processo è un leader di sessione ed il suo terminale di controllo
+ è quello della sessione viene mandato un segnale di \macro{SIGHUP} a tutti i
+ processi del gruppo di foreground e il terminale di controllo viene
+ disconnesso (vedi \secref{sec:sess_ctrl_term}).
\item se la conclusione di un processo rende orfano un \textit{process
group} ciascun membro del gruppo viene bloccato, e poi gli vengono
inviati in successione i segnali \macro{SIGHUP} e \macro{SIGCONT}
- (vedi \secref{sec:sess_xxx}).
+ (vedi ancora \secref{sec:sess_ctrl_term}).
\end{itemize*}
Oltre queste operazioni è però necessario poter disporre di un meccanismo
Questo viene fatto mantenendo attiva la voce nella tabella dei processi, e
memorizzando alcuni dati essenziali, come il \acr{pid}, i tempi di CPU usati
-dal processo (vedi \secref{sec:sys_unix_time}) e lo stato di
-terminazione\footnote{NdA verificare esattamente cosa c'è!}, mentre la memoria
-in uso ed i file aperti vengono rilasciati immediatamente. I processi che sono
-terminati, ma il cui stato di terminazione non è stato ancora ricevuto dal
-padre sono chiamati \textit{zombie}, essi restano presenti nella tabella dei
-processi ed in genere possono essere identificati dall'output di \cmd{ps} per
-la presenza di una \texttt{Z} nella colonna che ne indica lo stato. Quando il
-padre effettuerà la lettura dello stato di uscita anche questa informazione,
-non più necessaria, verrà scartata e la terminazione potrà dirsi completamente
+dal processo (vedi \secref{sec:sys_unix_time}) e lo stato di terminazione,
+mentre la memoria in uso ed i file aperti vengono rilasciati immediatamente. I
+processi che sono terminati, ma il cui stato di terminazione non è stato
+ancora ricevuto dal padre sono chiamati \textit{zombie}, essi restano presenti
+nella tabella dei processi ed in genere possono essere identificati
+dall'output di \cmd{ps} per la presenza di una \texttt{Z} nella colonna che ne
+indica lo stato (vedi \tabref{tab:proc_proc_states}). Quando il padre
+effettuerà la lettura dello stato di uscita anche questa informazione, non più
+necessaria, verrà scartata e la terminazione potrà dirsi completamente
conclusa.
Possiamo utilizzare il nostro programma di prova per analizzare anche questa
Per questo motivo lo standard POSIX.1 ha introdotto la funzione \func{waitpid}
che effettua lo stesso servizio, ma dispone di una serie di funzionalità più
-ampie, legate anche al controllo di sessione. Dato che è possibile ottenere
-lo stesso comportamento di \func{wait} si consiglia di utilizzare sempre
-questa funzione, il cui prototipo è:
+ampie, legate anche al controllo di sessione (si veda
+\ref{sec:sess_job_control}). Dato che è possibile ottenere lo stesso
+comportamento di \func{wait} si consiglia di utilizzare sempre questa
+funzione, il cui prototipo è:
\begin{functions}
\headdecl{sys/types.h}
\headdecl{sys/wait.h}
possibilità si specificare un'opzione \macro{WNOHANG} che ne previene il
blocco; inoltre \func{waitpid} può specificare quale processo attendere sulla
base del valore fornito dall'argomento \param{pid}, secondo lo
-specchietto riportato in \ntab:
+specchietto riportato in \tabref{tab:proc_waidpid_pid}:
\begin{table}[!htb]
\centering
\footnotesize
\textbf{Valore} & \textbf{Macro} &\textbf{Significato}\\
\hline
\hline
- $<-1$& -- & attende per un figlio il cui \textit{process group} è uguale al
+ $<-1$& -- & attende per un figlio il cui \textit{process group} (vedi
+ \secref{sec:sess_proc_group}) è uguale al
valore assoluto di \var{pid}. \\
$-1$ & \macro{WAIT\_ANY} & attende per un figlio qualsiasi, usata in
questa maniera è equivalente a \func{wait}.\\
Il comportamento di \func{waitpid} può inoltre essere modificato passando
delle opportune opzioni tramite l'argomento \param{option}. I valori possibili
sono il già citato \macro{WNOHANG}, che previene il blocco della funzione
-quando il processo figlio non è terminato, e \macro{WUNTRACED} (usata per il
-controllo di sessione, trattato in \capref{cha:session}) che fa ritornare la
-funzione anche per i processi figli che sono bloccati ed il cui stato non è
-stato ancora riportato al padre. Il valore dell'opzione deve essere
-specificato come maschera binaria ottenuta con l'OR delle suddette costanti
-con zero.
+quando il processo figlio non è terminato, e \macro{WUNTRACED}. Quest'ultimo
+viene generalmente usato per il controllo di sessione, (trattato in
+\secref{sec:sess_job_control}) in quanto permette di identificare i processi
+bloccati. La funzione infatti in tal caso ritorna, restituendone il \acr{pid},
+se c'è un processo figlio che è entrato in stato di sleep (vedi
+\tabref{tab:proc_proc_states}) di cui non si è ancora letto lo stato (con
+questa stessa opzione). Il valore dell'opzione deve essere specificato come
+maschera binaria ottenuta con l'OR delle suddette costanti con zero. In Linux
+sono previste altre opzioni non standard relative al comportamento con i
+thread, che saranno trattate in \secref{sec:thread_xxx}.
La terminazione di un processo figlio è chiaramente un evento asincrono
rispetto all'esecuzione di un programma e può avvenire in un qualunque
argomento. I parametri successivi consentono di specificare gli argomenti a
linea di comando e l'ambiente ricevuti dal nuovo processo.
-\bodydesc{Queste funzioni ritornano solo in caso di errore, restituendo
- -1; nel qual caso \var{errno} andrà ad assumere i valori visti in
- precedenza per \func{execve}.}
+\bodydesc{Queste funzioni ritornano solo in caso di errore, restituendo -1;
+ nel qual caso \var{errno} assumerà i valori visti in precedenza per
+ \func{execve}.}
\end{functions}
Per capire meglio le differenze fra le funzioni della famiglia si può fare
-riferimento allo specchietto riportato in \ntab. La prima differenza riguarda
-le modalità di passaggio dei parametri che poi andranno a costituire gli
-argomenti a linea di comando (cioè i valori di \var{argv} e \var{argc} visti
-dalla funzione \func{main} del programma chiamato).
+riferimento allo specchietto riportato in \tabref{tab:proc_exec_scheme}. La
+prima differenza riguarda le modalità di passaggio dei parametri che poi
+andranno a costituire gli argomenti a linea di comando (cioè i valori di
+\var{argv} e \var{argc} visti dalla funzione \func{main} del programma
+chiamato).
Queste modalità sono due e sono riassunte dagli mnemonici \code{v} e \code{l}
che stanno rispettivamente per \textit{vector} e \textit{list}. Nel primo caso
\begin{figure}[htb]
\centering
- \includegraphics[width=13cm]{img/exec_rel}
+ \includegraphics[width=15cm]{img/exec_rel}
\caption{La interrelazione fra le sei funzioni della famiglia \func{exec}.}
\label{fig:proc_exec_relat}
\end{figure}
(\acr{ppid}).
\item l'\textsl{userid reale}, il \textit{groupid reale} ed i \textsl{groupid
supplementari} (vedi \secref{sec:proc_access_id}).
-\item il \textit{session id} ed il \textit{process groupid} (vedi
- \secref{sec:sess_xxx}).
-\item il terminale di controllo (vedi \secref{sec:sess_xxx}).
+\item il \textit{session id} (\acr{sid}) ed il \textit{process groupid}
+ (\acr{pgid}), vedi \secref{sec:sess_proc_group}.
+\item il terminale di controllo (vedi \secref{sec:sess_ctrl_term}).
\item il tempo restante ad un allarme (vedi \secref{sec:sig_alarm_abort}).
\item la directory radice e la directory di lavoro corrente (vedi
\secref{sec:file_work_dir}).
Come accennato in \secref{sec:intro_multiuser} il modello base\footnote{in
realtà già esistono estensioni di questo modello base, che lo rendono più
flessibile e controllabile, come le \textit{capabilities}, le ACL per i file
- o il \textit{Mandatory Access Control} di SELinux.} di sicurezza di un
-sistema unix-like è fondato sui concetti di utente e gruppo, e sulla
+ o il \textit{Mandatory Access Control} di SELinux; inoltre basandosi sul
+ lavoro effettuato con SELinux, a partire dal kernel 2.5.x, è iniziato lo
+ sviluppo di una infrastruttura di sicurezza, il \textit{Linux Security
+ Modules}, ol LSM, in grado di fornire diversi agganci a livello del kernel
+ per modularizzare tutti i possibili controlli di accesso.} di sicurezza di
+un sistema unix-like è fondato sui concetti di utente e gruppo, e sulla
separazione fra l'amministratore (\textsl{root}, detto spesso anche
\textit{superuser}) che non è sottoposto a restrizioni, ed il resto degli
utenti, per i quali invece vengono effettuati i vari controlli di accesso.
\macro{EPERM}).
Come accennato l'uso principale di queste funzioni è quello di poter
-consentire ad un programma con i bit \acr{suid} o \acr{sgid} impostati di
-riportare l'\textsl{userid effettivo} a quello dell'utente che ha lanciato il
-programma, effettuare il lavoro che non necessita di privilegi aggiuntivi, ed
-eventualmente tornare indietro.
+consentire ad un programma con i bit \acr{suid} o \acr{sgid} impostati (vedi
+\secref{sec:file_suid_sgid}) di riportare l'\textsl{userid effettivo} a quello
+dell'utente che ha lanciato il programma, effettuare il lavoro che non
+necessita di privilegi aggiuntivi, ed eventualmente tornare indietro.
Come esempio per chiarire l'uso di queste funzioni prendiamo quello con cui
viene gestito l'accesso al file \file{/var/log/utmp}. In questo file viene
\param{size}.
\bodydesc{La funzione restituisce il numero di gruppi letti in caso di
- successo e -1 in caso di fallimento, nel qual caso \var{errno} viene
- impostata a:
+ successo e -1 in caso di fallimento, nel qual caso \var{errno} assumerà
+ i valori:
\begin{errlist}
\item[\macro{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
\item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{size} è diverso da zero ma
supplementari del processo ai valori specificati in \param{list}.
\bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
- fallimento, nel qual caso \var{errno} viene impostata a:
+ fallimento, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
\begin{errlist}
\item[\macro{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
\item[\macro{EPERM}] il processo non ha i privilegi di amministratore.
aggiungendo il gruppo addizionale \param{group}.
\bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
- fallimento, nel qual caso \var{errno} viene impostata agli stessi valori di
+ fallimento, nel qual caso \var{errno} assumerà gli stessi valori di
\func{setgroups} più \macro{ENOMEM} quando non c'è memoria sufficiente per
allocare lo spazio per informazioni dei gruppi.}
\end{functions}
\label{sec:proc_priority}
In questa sezione tratteremo più approfonditamente i meccanismi con il quale
-lo \textit{scheduler} assegna la CPU ai vari processi attivi. In particolare
-prenderemo in esame i vari meccanismi con cui viene gestita l'assegnazione del
-tempo di CPU, ed illustreremo le varie funzioni di gestione.
+lo \textit{scheduler}\index{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}}
multitasking}) non sono i singoli processi, ma il kernel stesso a decidere
quando la CPU deve essere passata ad un altro processo. Come accennato in
\secref{sec:proc_hierarchy} questa scelta viene eseguita da una sezione
-apposita del kernel, lo \textit{scheduler}, il cui scopo è quello di
-distribuire al meglio il tempo di CPU fra i vari processi.
+apposita del kernel, lo \textit{scheduler}\index{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
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
processo viene eseguito per la prima volta e diminuito progressivamente ad
ogni interruzione del timer.
-Quando lo scheduler viene eseguito scandisce la coda dei processi in stato
-\textit{runnable} associando, sulla base del valore di \var{counter}, un peso
-a ciascun processo in attesa di esecuzione,\footnote{il calcolo del peso in
- realtà è un po' più complicato, ad esempio nei sistemi multiprocessore viene
- favorito un processo che è eseguito sulla stessa CPU, e a parità del valore
- di \var{counter} viene favorito chi ha una priorità più elevata.} chi ha il
-peso più alto verrà posto in esecuzione, ed il precedente processo sarà
-spostato in fondo alla coda. Dato che ad ogni interruzione del timer il
-valore di \var{counter} del processo corrente viene diminuito, questo assicura
-che anche i processi con priorità più bassa verranno messi in esecuzione.
+Quando lo scheduler\index{scheduler} viene eseguito scandisce la coda dei
+processi in stato \textit{runnable} associando, sulla base del valore di
+\var{counter}, un peso a ciascun processo in attesa di esecuzione,\footnote{il
+ calcolo del peso in realtà è un po' più complicato, ad esempio nei sistemi
+ multiprocessore viene favorito un processo che è eseguito sulla stessa CPU,
+ e a parità del valore di \var{counter} viene favorito chi ha una priorità
+ più elevata.} chi ha il peso più alto verrà posto in esecuzione, ed il
+precedente processo sarà spostato in fondo alla coda. Dato che ad ogni
+interruzione del timer il valore di \var{counter} del processo corrente viene
+diminuito, questo assicura che anche i processi con priorità più bassa
+verranno messi in esecuzione.
La priorità di un processo è così controllata attraverso il valore di
\var{nice}, che stabilisce la durata della \textit{time-slice}; per il
nel caso di Linux non si tratta di un vero hard real-time, in quanto in
presenza di eventuali interrupt il kernel interrompe l'esecuzione di un
processo qualsiasi sia la sua priorità,\footnote{questo a meno che non si
- siano installate le patch di RTLinux o RTAI, con i quali è possibile
+ 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, e gestiti
+ interrupt vengono intercettati dall'interfaccia real-time (o nel caso di
+ Adeos gestiti dalle code del nano-kernel), in modo da poterlo 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
page fault\index{page fault} si possono avere ritardi non previsti. Se
shell cui si sia assegnata la massima priorità assoluta, in modo da poter
essere comunque in grado di rientrare nel sistema.
-Quando c'è un processo con priorità assoluta lo scheduler lo metterà in
-esecuzione prima di ogni processo normale. In caso di più processi sarà
-eseguito per primo quello con priorità assoluta più alta. Quando ci sono più
-processi con la stessa priorità assoluta questi vengono tenuti in una coda
-tocca al kernel decidere quale deve essere eseguito.
-
-
+Quando c'è un processo con priorità assoluta lo scheduler\index{scheduler} lo
+metterà in esecuzione prima di ogni processo normale. In caso di più processi
+sarà eseguito per primo quello con priorità assoluta più alta. Quando ci sono
+più processi con la stessa priorità assoluta questi vengono tenuti in una coda
+tocca al kernel decidere quale deve essere eseguito.
Il meccanismo con cui vengono gestiti questi processi dipende dalla politica
di scheduling che si è scelto; lo standard ne prevede due:
-\begin{basedescript}{\desclabelwidth{3cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
-\item[\textit{FIFO}] il processo viene eseguito fintanto che non cede
- volontariamente la CPU, si blocca, finisce o viene interrotto da un processo
- a priorità più alta.
-\item[\textit{Round Robin}] ciascun processo viene eseguito a turno per un
- certo periodo di tempo (una \textit{time slice}). Solo i processi con la
- stessa priorità ed in stato \textit{runnable} entrano nel circolo.
+\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
+\item[\textit{FIFO}] \textit{First In First Out}. Il processo viene eseguito
+ fintanto che non cede volontariamente la CPU, si blocca, finisce o viene
+ interrotto da un processo a priorità più alta.
+\item[\textit{RR}] \textit{Round Robin}. Ciascun processo viene eseguito a
+ turno per un certo periodo di tempo (una \textit{time slice}). Solo i
+ processi con la stessa priorità ed in stato \textit{runnable} entrano nel
+ circolo.
\end{basedescript}
La funzione per impostare le politiche di scheduling (sia real-time che
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}) del programma, siano opportunamente protette da
-meccanismi di sincronizzazione (torneremo su queste problematiche di questo
-tipo in \capref{cha:IPC}).
+\textsl{sezioni critiche}\index{sezioni critiche}) del programma, siano
+opportunamente protette da meccanismi di sincronizzazione (torneremo su queste
+problematiche di questo tipo in \capref{cha:IPC}).
Un caso particolare di \textit{race condition} sono poi i cosiddetti
\textit{deadlock}, particolarmente gravi in quanto comportano spesso il blocco
projects / gapil.git / blobdiff