\chapter{La gestione dei processi}
\label{cha:process_handling}
-Come accennato nell'introduzione in un sistema unix ogni attività del sistema
-viene svolta tramite i processi. In sostanza i processi costituiscono l'unità
-base per l'allocazione e l'uso delle risorse del sistema.
-
-Nel precedente capitolo abbiamo visto come funziona un singolo processo, in
-questo capitolo affronteremo i dettagli della creazione e della distruzione
-dei processi, della gestione dei loro attributi e privilegi, e di tutte le
-funzioni a questo connesse. Infine nella sezione finale affronteremo alcune
-problematiche generiche della programmazione in ambiente multitasking.
+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}
-Partiremo con una introduzione generale ai concetti che stanno alla base della
+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, e daremo una panoramica sull'uso delle principali funzioni
-per la gestione dei processi.
+caratteristiche, dando una panoramica sull'uso delle principali funzioni di
+gestione.
-\subsection{La gerarchia dei processi}
+\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
+caratteristiche di Unix (che esamineremo in dettaglio più avanti) è che
qualunque processo può a sua volta generarne altri, detti processi figli
(\textit{child process}). Ogni processo è identificato presso il sistema da un
numero unico, il cosiddetto \textit{process identifier} o, più brevemente,
\acr{pid}.
-Una seconda caratteristica di un sistema unix è che la generazione di un
-processo è una operazione separata rispetto al lancio di un programma. In
+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 voluto: questo è ad esempio
+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.
Dato che tutti i processi attivi nel sistema sono comunque generati da
\cmd{init} o da uno dei suoi figli\footnote{in realtà questo non è del tutto
- vero, in Linux ci sono alcuni processi che pur comparendo come figli di
- init, o con \acr{pid} successivi, sono in realtà generati direttamente dal
- kernel, (come \cmd{keventd}, \cmd{kswapd}, etc.)} si possono classificare i
-processi con la relazione padre/figlio in una organizzazione gerarchica ad
-albero, in maniera analoga a come i file sono organizzati in un albero di
-directory (si veda \secref{sec:file_file_struct}); in \curfig\ si è mostrato il
-risultato del comando \cmd{pstree} che permette di mostrare questa struttura,
-alla cui base c'è \cmd{init} che è progenitore di tutti gli altri processi.
+ vero, in Linux ci sono alcuni processi speciali che pur comparendo come
+ figli di \cmd{init}, o con \acr{pid} successivi, sono in realtà generati
+ direttamente dal kernel, (come \cmd{keventd}, \cmd{kswapd}, etc.).} si
+possono classificare i processi con la relazione padre/figlio in
+un'organizzazione gerarchica ad albero, in maniera analoga a come i file sono
+organizzati in un albero di directory (si veda
+\secref{sec:file_organization}); in \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
+tabella dei processi costituita da una struttura \type{task\_struct}, che
+contiene tutte le informazioni rilevanti per quel processo. Tutte le strutture
+usate a questo scopo sono dichiarate nell'header file \file{linux/sched.h}, ed
+uno schema semplificato, che riporta la struttura delle principali informazioni
+contenute nella \type{task\_struct} (che in seguito incontreremo a più
+riprese), è mostrato in \figref{fig:proc_task_struct}.
+
+\begin{figure}[htb]
+ \centering
+ \includegraphics[width=13cm]{img/task_struct}
+ \caption{Schema semplificato dell'architettura delle strutture usate dal
+ kernel nella gestione dei processi.}
+ \label{fig:proc_task_struct}
+\end{figure}
-\subsection{Una panoramica sulle funzioni di gestione}
+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}\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.
+
+
+\subsection{Una panoramica sulle funzioni fondamentali}
\label{sec:proc_handling_intro}
I processi vengono creati dalla funzione \func{fork}; in molti unix questa è
-una system call, Linux però usa un'altra nomenclatura, e la funzione fork è
-basata a sua volta sulla system call \func{\_\_clone}, che viene usata anche
-per generare i \textit{thread}. Il processo figlio creato dalla \func{fork} è
-una copia identica del processo processo padre, ma ha nuovo \acr{pid} e viene
-eseguito in maniera indipendente (le differenze fra padre e figlio sono
-affrontate in dettaglio in \secref{sec:proc_fork}).
+una system call, Linux però usa un'altra nomenclatura, e la funzione
+\func{fork} è basata a sua volta sulla system call \func{\_\_clone}, che viene
+usata anche per generare i \textit{thread}. Il processo figlio creato dalla
+\func{fork} è una copia identica del processo processo padre, ma ha nuovo
+\acr{pid} e viene eseguito in maniera indipendente (le differenze fra padre e
+figlio sono affrontate in dettaglio in \secref{sec:proc_fork}).
Se si vuole che il processo padre si fermi fino alla conclusione del processo
figlio questo deve essere specificato subito dopo la \func{fork} chiamando la
funzione \func{wait} o la funzione \func{waitpid} (si veda
-\secref{sec:proc_wait}); queste funzioni restituiscono anche una informazione
-abbastanza limitata (lo stato di terminazione) sulle cause della terminazione
-del processo.
+\secref{sec:proc_wait}); queste funzioni restituiscono anche un'informazione
+abbastanza limitata sulle cause della terminazione del processo figlio.
Quando un processo ha concluso il suo compito o ha incontrato un errore non
risolvibile esso può essere terminato con la funzione \func{exit} (si veda
Il programma che un processo sta eseguendo si chiama immagine del processo (o
\textit{process image}), le funzioni della famiglia \func{exec} permettono di
caricare un'altro programma da disco sostituendo quest'ultimo all'immagine
-corrente; questo fa si che l'immagine precedente venga completamente
-cancellata. Questo significa che quando il nuovo programma esce anche il
+corrente; questo fa sì che l'immagine precedente venga completamente
+cancellata. Questo significa che quando il nuovo programma esce, anche il
processo termina, e non si può tornare alla precedente immagine.
Per questo motivo la \func{fork} e la \func{exec} sono funzioni molto
-\section{La gestione dei processi}
+\section{Le funzioni di base}% della gestione dei processi}
\label{sec:proc_handling}
-In questa sezione tratteremo le funzioni per la gestione dei processi, a
-partire dalle funzioni elementari che permettono di leggerne gli
-identificatori, alle varie funzioni di manipolazione dei processi, che
-riguardano la loro creazione, terminazione, e la messa in esecuzione di altri
+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
+Come accennato nell'introduzione, ogni processo viene identificato dal sistema
da un numero identificativo unico, il \textit{process id} o \acr{pid};
quest'ultimo è un tipo di dato standard, il \type{pid\_t} che in genere è un
-intero con segno (nel caso di Linux e delle glibc il tipo usato è \type{int}).
+intero con segno (nel caso di Linux e delle \acr{glibc} il tipo usato è
+\ctyp{int}).
Il \acr{pid} viene assegnato in forma progressiva ogni volta che un nuovo
-processo viene creato, fino ad un limite massimo (in genere essendo detto
-numero memorizzato in un intero a 16 bit si arriva a 32767) oltre il quale si
-riparte dal numero più basso disponibile (FIXME: verificare, non sono sicuro).
-Per questo motivo processo il processo di avvio (\cmd{init}) ha sempre il
-\acr{pid} uguale a uno.
+processo viene creato, fino ad un limite che, essendo il \acr{pid} un numero
+positivo memorizzato in un intero a 16 bit, arriva ad un massimo di 32767.
+Oltre questo valore l'assegnazione riparte dal numero più basso disponibile a
+partire da un minimo di 300,\footnote{questi valori, fino al kernel 2.4.x,
+ sono definiti dalla macro \macro{PID\_MAX} in \file{threads.h} e
+ direttamente in \file{fork.c}, con il kernel 2.5.x e la nuova interfaccia
+ per i thread creata da Ingo Molnar anche il meccanismo di allocazione dei
+ \acr{pid} è stato modificato.} che serve a riservare i \acr{pid} più bassi
+ai processi eseguiti dal direttamente dal kernel. Per questo motivo, come
+visto in \secref{sec:proc_hierarchy}, il processo di avvio (\cmd{init}) ha
+sempre il \acr{pid} uguale a uno.
Tutti i processi inoltre memorizzano anche il \acr{pid} del genitore da cui
sono stati creati, questo viene chiamato in genere \acr{ppid} (da
\textit{parent process id}). Questi due identificativi possono essere
ottenuti da programma usando le funzioni:
\begin{functions}
-\headdecl{sys/types.h}
-\headdecl{unistd.h}
-\funcdecl{pid\_t getpid(void)} restituisce il pid del processo corrente.
-\funcdecl{pid\_t getppid(void)} restituisce il pid del padre del processo
- corrente.
+ \headdecl{sys/types.h} \headdecl{unistd.h} \funcdecl{pid\_t getpid(void)}
+ Restituisce il \acr{pid} del processo corrente. \funcdecl{pid\_t
+ getppid(void)} Restituisce il \acr{pid} del padre del processo corrente.
\bodydesc{Entrambe le funzioni non riportano condizioni di errore.}
\end{functions}
\noindent esempi dell'uso di queste funzioni sono riportati in
\figref{fig:proc_fork_code}, nel programma di esempio \file{ForkTest.c}.
-Il fatto che il \acr{pid} sia un numero univoco per il sistema lo rende il
-candidato ideale per generare ulteriori indicatori associati al processo di
-cui diventa possibile garantire l'unicità: ad esempio la funzione
-\func{tmpname} (si veda \secref{sec:file_temp_file}) usa il \acr{pid} per
-generare un pathname univoco, che non potrà essere replicato da un'altro
-processo che usi la stessa funzione.
+Il fatto che il \acr{pid} sia un numero univoco per il sistema lo rende un
+candidato per generare ulteriori indicatori associati al processo di cui
+diventa possibile garantire l'unicità: ad esempio in alcune implementazioni la
+funzione \func{tmpname} (si veda \secref{sec:file_temp_file}) usa il \acr{pid}
+per generare un pathname univoco, che non potrà essere replicato da un'altro
+processo che usi la stessa funzione.
Tutti i processi figli dello stesso processo padre sono detti
\textit{sibling}, questa è una delle relazioni usate nel \textsl{controllo di
un processo e le varie relazioni fra processi utilizzate per definire una
sessione.
-Oltre al \acr{pid} e al \acr{ppid}, e a quelli usati per il controllo di
-sessione, ad ogni processo sono associati altri identificatori, usati per il
-controllo di accesso, che servono per determinare se il processo può o meno
-eseguire le operazioni richieste, a seconda dei privilegi e dell'identità di
-chi lo ha posto in esecuzione; su questi torneremo in dettagli più avanti in
-\secref{sec:proc_perms}.
+Oltre al \acr{pid} e al \acr{ppid}, (e a quelli che vedremo in
+\secref{sec:sess_proc_group}, relativi al controllo di sessione), ad ogni
+processo vengono associati degli altri identificatori che vengono usati per il
+controllo di accesso. Questi servono per determinare se un processo può
+eseguire o meno le operazioni richieste, a seconda dei privilegi e
+dell'identità di chi lo ha posto in esecuzione; l'argomento è complesso e sarà
+affrontato in dettaglio in \secref{sec:proc_perms}.
\subsection{La funzione \func{fork}}
\headdecl{sys/types.h}
\headdecl{unistd.h}
\funcdecl{pid\_t fork(void)}
- Restituisce zero al padre e il \acr{pid} al figlio in caso di successo,
- ritorna -1 al padre (senza creare il figlio) in caso di errore;
- \texttt{errno} può assumere i valori:
+ Crea un nuovo processo.
+
+ \bodydesc{In caso di successo restituisce il \acr{pid} del figlio al padre e
+ zero al figlio; ritorna -1 al padre (senza creare il figlio) in caso di
+ errore; \var{errno} può assumere i valori:
\begin{errlist}
\item[\macro{EAGAIN}] non ci sono risorse sufficienti per creare un'altro
processo (per allocare la tabella delle pagine e le strutture del task) o
si è esaurito il numero di processi disponibili.
\item[\macro{ENOMEM}] non è stato possibile allocare la memoria per le
strutture necessarie al kernel per creare il nuovo processo.
- \end{errlist}
+ \end{errlist}}
\end{functions}
Dopo il successo dell'esecuzione di una \func{fork} sia il processo padre che
-il processo figlio continuano ad essere eseguiti normalmente alla istruzione
+il processo figlio continuano ad essere eseguiti normalmente all'istruzione
seguente la \func{fork}; il processo figlio è però una copia del padre, e
riceve una copia dei segmenti di testo, stack e dati (vedi
\secref{sec:proc_mem_layout}), ed esegue esattamente lo stesso codice del
-padre, ma la memoria è copiata, non condivisa\footnote{In generale il segmento
- di testo, che è identico, è condiviso e tenuto in read-only, Linux poi
- utilizza la tecnica del \textit{copy-on-write}, per cui la memoria degli
- altri segmenti viene copiata dal kernel per il nuovo processo solo in caso
- di scrittura, rendendo molto più efficiente il meccanismo} pertanto padre e
-figlio vedono variabili diverse.
+padre. Si tenga presente però che la memoria è copiata, non condivisa,
+pertanto padre e figlio vedono variabili diverse.
+
+Per quanto riguarda la gestione della memoria in generale il segmento di
+testo, che è identico, è condiviso e tenuto in read-only per il padre e per i
+figli. Per gli altri segmenti Linux utilizza la tecnica del \textit{copy on
+ write}\index{copy on write}; questa tecnica comporta che una pagina di
+memoria viene effettivamente copiata per il nuovo processo solo quando ci
+viene effettuata sopra una scrittura (e si ha quindi una reale differenza fra
+padre e figlio). In questo modo si rende molto più efficiente il meccanismo
+della creazione di un nuovo processo, non essendo più necessaria la copia di
+tutto lo spazio degli indirizzi virtuali del padre, ma solo delle pagine di
+memoria che sono state modificate, e solo al momento della modifica stessa.
La differenza che si ha nei due processi è che nel processo padre il valore di
-ritorno della funzione 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 sola differenza che si
-ha nei due processi è il valore di ritorno restituito dalla funzione, che nel
-padre è il \acr{pid} del figlio mentre nel figlio è zero; in questo modo il
-programma può identificare se viene eseguito dal padre o dal figlio.
-
-La scelta di questi valori non è casuale, un processo infatti può avere più
-figli, ed il valore di ritorno di \func{fork} è l'unico modo che permette di
-identificare quello appena creato; al contrario un figlio ha sempre un solo
-padre (il cui \acr{pid} può sempre essere ottenuto con \func{getppid}, vedi
-\secref{sec:proc_pid}) e si usa il valore nullo, che non può essere il
-\acr{pid} di nessun processo.
+ritorno della funzione \func{fork} è il \acr{pid} del processo figlio, mentre
+nel figlio è zero; in questo modo il programma può identificare se viene
+eseguito dal padre o dal figlio. Si noti come la funzione \func{fork} ritorni
+\textbf{due} volte: una nel padre e una nel figlio.
+
+La scelta di questi valori di ritorno non è casuale, un processo infatti può
+avere più figli, ed il valore di ritorno di \func{fork} è l'unico modo che gli
+permette di identificare quello appena creato; al contrario un figlio ha
+sempre un solo padre (il cui \acr{pid} può sempre essere ottenuto con
+\func{getppid}, vedi \secref{sec:proc_pid}) per cui si usa il valore nullo,
+che non è il \acr{pid} di nessun processo.
\begin{figure}[!htb]
\footnotesize
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 (il valore della costante
-\macro{CHILD\_MAX} definito in \file{limits.h}, che fa riferimento ai processo
-con lo stesso \textit{real user id}).
+sul numero totale di processi permessi all'utente (vedi
+\secref{sec:sys_resource_limit}, ed in particolare
+\tabref{tab:sys_rlimit_values}).
L'uso di \func{fork} avviene secondo due modalità principali; la prima è
-quella in cui all'interno di un programma si creano processi figli per
-affidargli l'esecuzione di una certa sezione di codice, mentre il processo
-padre ne esegue un'altra. È il caso tipico dei server di rete in cui il padre
-riceve ed accetta le richieste da parte dei client, per ciascuna delle quali
-pone in esecuzione un figlio che è incaricato di fornire il servizio.
+quella in cui all'interno di un programma si creano processi figli cui viene
+affidata l'esecuzione di una certa sezione di codice, mentre il processo padre
+ne esegue un'altra. È il caso tipico dei server (il modello
+\textit{client-server} è illustrato in \secref{sec:net_cliserv}) di rete in
+cui il padre riceve ed accetta le richieste da parte dei client, per ciascuna
+delle quali pone in esecuzione un figlio che è incaricato di fornire il
+servizio.
La seconda modalità è quella in cui il processo vuole eseguire un altro
programma; questo è ad esempio il caso della shell. In questo caso il processo
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 visto per la prima
-modalità d'uso, esistono numerosi scenari in cui si può usare una \func{fork}
-senza bisogno di una \func{exec}. Inoltre anche nel caso della seconda
-modalità di operazioni, avere le due funzioni separate permette al figlio di
+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, \textit{user id}) prima della \func{exec}, rendendo molto più
-flessibile la possibilità di modificare gli attributi del nuovo processo.
-
-In \curfig\ si è riportato il corpo del codice del programma di esempio
-\cmd{forktest}, che ci permette di illustrare molte caratteristiche dell'uso
-della funzione \func{fork}. Il programma permette di creare un numero di figli
-specificato a linea di comando, e prende anche alcune opzioni per indicare
-degli eventuali tempi di attesa in secondi (eseguiti tramite la funzione
-\func{sleep}) per il padre ed il figlio (con \cmd{forktest -h} si ottiene la
-descrizione delle opzioni); il codice completo, compresa la parte che gestisce
-le opzioni a riga di comando, è disponibile nel file \file{ForkTest.c}.
+dell'output, identificatori) prima della \func{exec}, rendendo così
+relativamente facile intervenire sulle le modalità di esecuzione del nuovo
+programma.
+
+In \figref{fig:proc_fork_code} si è riportato il corpo del codice del
+programma di esempio \cmd{forktest}, che ci permette di illustrare molte
+caratteristiche dell'uso della funzione \func{fork}. Il programma permette di
+creare un numero di figli specificato da linea di comando, e prende anche
+alcune opzioni per indicare degli eventuali tempi di attesa in secondi
+(eseguiti tramite la funzione \func{sleep}) per il padre ed il figlio (con
+\cmd{forktest -h} si ottiene la descrizione delle opzioni); il codice
+completo, compresa la parte che gestisce le opzioni a riga di comando, è
+disponibile nel file \file{ForkTest.c}, distribuito insieme agli altri
+sorgenti degli esempi su \href{http://gapil.firenze.linux.it/gapil_source.tgz}
+{\texttt{http://gapil.firenze.linux.it/gapil\_source.tgz}}.
Decifrato il numero di figli da creare, il ciclo principale del programma
-(\texttt{\small 28--40}) esegue in successione la creazione dei processi figli
+(\texttt{\small 24--40}) esegue in successione la creazione dei processi figli
controllando il successo della chiamata a \func{fork} (\texttt{\small
- 29--31}); ciascun figlio (\texttt{\small 29--31}) si limita a stampare il
+ 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 29--31}) stampa un messaggio di creazione, eventualmente
+(\texttt{\small 36--38}) stampa un messaggio di creazione, eventualmente
attende il numero di secondi specificato, e procede nell'esecuzione del ciclo;
alla conclusione del ciclo, prima di uscire, può essere specificato un altro
periodo di attesa.
Se eseguiamo il comando senza specificare attese (come si può notare in
-\texttt{\small 17--19} i valori di default specificano di non attendere),
+\texttt{\small 17--19} i valori predefiniti specificano di non attendere),
otterremo come output sul terminale:
\footnotesize
\end{verbatim} %$
\normalsize
-Esaminiamo questo risultato: una prima conclusione che si può trarre è non si
-può dire quale processo fra il padre ed il figlio venga eseguito per
-primo\footnote{anche se nel kernel 2.4.x era stato introdotto un meccanismo
- che metteva in esecuzione sempre il xxx per primo (TODO recuperare le
- informazioni esatte)} dopo la chiamata a \func{fork}; dall'esempio si può
-notare infatti come nei primi due cicli sia stato eseguito per primo il padre
-(con la stampa del \acr{pid} del nuovo processo) per poi passare
-all'esecuzione del figlio (completata con i due avvisi di esecuzione ed
-uscita), e tornare all'esecuzione del padre (con la stampa del passaggio al
+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\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.
figli venisse messo in esecuzione.
Pertanto non si può fare nessuna assunzione sulla sequenza di esecuzione delle
-istruzioni del codice fra padre e figli, nè sull'ordine in cui questi potranno
-essere messi in esecuzione, e se è necessaria una qualche forma di precedenza
+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 conditions}.
+rischio di incorrere nelle cosiddette
+\textit{race condition}\index{race condition}
+(vedi \secref{sec:proc_race_cond}).
-Si noti inoltre che, come accennato, essendo i segmenti di memoria utilizzati
-dai singoli processi completamente separati, le modifiche delle variabili nei
-processi figli (come l'incremento di \var{i} in \texttt{\small 33}) sono
-visibili solo al loro interno, 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).
+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
in gran dettaglio in \capref{cha:file_unix_interface} e in
\secref{cha:files_std_interface}. Qui basta accennare che si sono usate le
funzioni standard della libreria del C che prevedono l'output bufferizzato; e
-questa bufferizzazione 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 a capo).
+questa bufferizzazione (trattata in dettaglio in \secref{sec:file_buffering})
+varia a seconda che si tratti di un file su disco (in cui il buffer viene
+scaricato su disco solo quando necessario) o di un terminale (nel qual caso il
+buffer viene scaricato ad ogni carattere di a capo).
Nel primo esempio allora avevamo che ad ogni chiamata a \func{printf} il
buffer veniva scaricato, e le singole righe erano stampate a video subito dopo
l'esecuzione della \func{printf}. Ma con la redirezione su file la scrittura
-non avviene più alla fine di ogni riga e l'output resta nel buffer, per questo
-motivo, dato che ogni figlio riceve una copia della memoria del padre, esso
-riceverà anche quanto c'è nel buffer delle funzioni di I/O, comprese le linee
-scritte dal padre fino allora. Così quando all'uscita del figlio il buffer
-viene scritto su disco, troveremo nel file anche tutto quello che il processo
-padre aveva scritto prima della sua creazione. E alla fine del file, dato che
-in questo caso il padre esce per ultimo, troviamo anche l'output del padre.
-
-Ma l'esempio ci mostra un'altro aspetto fondamentale dell'interazione con i
-file, che era valido anche per l'esempio precedente, ma meno evidente; il
-fatto cioè che non solo processi diversi possono scrivere in contemporanea
-sullo stesso file (l'argomento della condivisione dei file in unix è trattato
-in dettaglio in \secref{sec:file_sharing}), ma anche che, a differenza di
-quanto avviene per le variabili, la posizione corrente sul file è condivisa
-fra il padre e tutti i processi figli.
+non avviene più alla fine di ogni riga e l'output resta nel buffer. Dato che
+ogni figlio riceve una copia della memoria del padre, esso riceverà anche
+quanto c'è nel buffer delle funzioni di I/O, comprese le linee scritte dal
+padre fino allora. Così quando il buffer viene scritto su disco all'uscita del
+figlio, troveremo nel file anche tutto quello che il processo padre aveva
+scritto prima della sua creazione. E alla fine del file (dato che in questo
+caso il padre esce per ultimo) troveremo anche l'output completo del padre.
+
+L'esempio ci mostra un'altro aspetto fondamentale dell'interazione con i file,
+valido anche per l'esempio precedente, ma meno evidente: il fatto cioè che non
+solo processi diversi possono scrivere in contemporanea sullo stesso file
+(l'argomento della condivisione dei file è trattato in dettaglio in
+\secref{sec:file_sharing}), ma anche che, a differenza di quanto avviene per
+le variabili, la posizione corrente sul file è condivisa fra il padre e tutti
+i processi figli.
Quello che succede è che quando lo standard output del padre viene rediretto,
lo stesso avviene anche per tutti i figli; la funzione \func{fork} infatti ha
la caratteristica di duplicare (allo stesso modo in cui lo fa la funzione
\func{dup}, trattata in \secref{sec:file_dup}) nei figli tutti i file
descriptor aperti nel padre, il che comporta che padre e figli condividono le
-stesse voci della file table (per la spiegazione di questi termini si veda
-\secref{sec:file_sharing}) e quindi anche l'offset corrente nel file.
-
-In questo modo se un processo scrive sul file aggiornerà l'offset sulla file
-table, e tutti gli altri processi che condividono la 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).
+stesse voci della \textit{file table} (per la spiegazione di questi termini si
+veda \secref{sec:file_sharing}) e fra cui c'è anche la posizione corrente nel
+file.
+
+In questo modo se un processo scrive sul file aggiornerà la posizione corrente
+sulla \textit{file table}, e tutti gli altri processi, che vedono la stessa
+\textit{file table}, vedranno il nuovo valore. In questo modo si evita, in
+casi come quello appena mostrato in cui diversi processi scrivono sullo stesso
+file, che l'output successivo di un processo vada a sovrapporsi a quello dei
+precedenti: l'output potrà risultare mescolato, ma non ci saranno parti
+perdute per via di una sovrascrittura.
Questo tipo di comportamento è essenziale in tutti quei casi in cui il padre
-crea un figlio ed attende la sua conclusione per proseguire, ed entrambi
-scrivono sullo stesso file, ad esempio lo standard output (un caso tipico è la
-shell). Se l'output viene rediretto con questo comportamento avremo che il
-padre potrà continuare a scrivere automaticamente in coda a quanto scritto dal
-figlio; se così non fosse ottenere questo comportamento sarebbe estremamente
-complesso necessitando di una qualche forma di comunicazione fra i due
-processi.
+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 con il
-nostro esempio, le varie scritture risulteranno mescolate fra loro in una
-sequenza impredicibile. Le modalità con cui in genere si usano i file dopo una
-\func{fork} sono sostanzialmente due:
+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
- degli offset dopo eventuali operazioni di lettura e scrittura effettuate dal
- figlio è automatica.
+ 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 deve chiudere i file che non gli servono una volta che la
- \func{fork} è stata eseguita, per evitare ogni forma di interferenza.
+ 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} (vedi
-\secref{sec:proc_exec} e \secref{sec:file_fcntl}) se settati.
-\item gli identificatori per il controllo di accesso: il \textit{real user
- id}, il \textit{real group id}, l'\textit{effective user id},
- l'\textit{effective group id} e i \textit{supplementary group id} (vedi
- \secref{sec:proc_user_group}).
+\item i file aperti e gli eventuali flag di \textit{close-on-exec} impostati
+ (vedi \secref{sec:proc_exec} e \secref{sec:file_fcntl}).
+\item gli identificatori per il controllo di accesso: l'\textsl{userid reale},
+ il \textsl{groupid reale}, l'\textsl{userid effettivo}, il \textsl{groupid
+ effettivo} ed i \textit{groupid supplementari} (vedi
+ \secref{sec:proc_access_id}).
\item gli identificatori per il controllo di sessione: il \textit{process
- group id} e il \textit{session id} e il terminale di controllo (vedi
- \secref{sec:sess_xxx} e \secref{sec:sess_xxx}).
-\item i flag di \acr{suid} e \acr{sgid} (vedi \secref{sec:file_suid_sgid}).
+ groupid} e il \textit{session id} ed il terminale di controllo (vedi
+ \secref{sec:sess_proc_group}).
\item la directory di lavoro e la directory radice (vedi
- \secref{sec:file_work_dir}).
+ \secref{sec:file_work_dir} e \secref{sec:file_chroot}).
\item la maschera dei permessi di creazione (vedi \secref{sec:file_umask}).
-\item la maschera dei segnali bloccati e le azioni installate (vedi
-\secref{sec:sig_xxx}).
+\item la maschera dei segnali bloccati (vedi \secref{sec:sig_sigmask}) e le
+ azioni installate (vedi \secref{sec:sig_gen_beha}).
\item i segmenti di memoria condivisa agganciati al processo (vedi
-\secref{sec:ipc_xxx}).
-\item i limiti sulle risorse (vedi \secref{sec:sys_xxx}).
+ \secref{sec:ipc_sysv_shm}).
+\item i limiti sulle risorse (vedi \secref{sec:sys_resource_limit}).
\item le variabili di ambiente (vedi \secref{sec:proc_environ}).
\end{itemize*}
le differenze fra padre e figlio dopo la \func{fork} invece sono:
\begin{itemize*}
\item il valore di ritorno di \func{fork}.
-\item il \textit{process id}.
-\item il \textit{parent process id} (quello del figlio viene settato al
- \acr{pid} del padre).
-\item i valori dei tempi di esecuzione (vedi \secref{sec:sys_xxx}) che
- nel figlio sono posti a zero.
+\item il \acr{pid} (\textit{process id}).
+\item il \acr{ppid} (\textit{parent process id}), quello del figlio viene
+ impostato al \acr{pid} del padre.
+\item i valori dei tempi di esecuzione della struttura \var{tms} (vedi
+ \secref{sec:sys_cpu_times}) che nel figlio sono posti a zero.
\item i \textit{file lock} (vedi \secref{sec:file_locking}), che non
vengono ereditati dal figlio.
-\item gli allarmi ed i segnali pendenti (vedi \secref{sec:sig_xxx}), che per il figlio vengono cancellati.
+\item gli allarmi ed i segnali pendenti (vedi \secref{sec:sig_gen_beha}), che
+ per il figlio vengono cancellati.
\end{itemize*}
Questa funzione è un rimasuglio dei vecchi tempi in cui eseguire una
\func{fork} comportava anche la copia completa del segmento dati del processo
padre, che costituiva un inutile appesantimento in tutti quei casi in cui la
-\func{fork} veniva fatto solo per poi eseguire una \func{exec}. La funzione
+\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} la perdita di prestazioni è
-assolutamente trascurabile, e l'uso di questa funzione (che resta un caso
-speciale della funzione \func{clone}), è deprecato, per questo eviteremo di
-trattarla ulteriormente.
+Dato che Linux supporta il \textit{copy on write}\index{copy on write} la
+perdita di prestazioni è assolutamente trascurabile, e l'uso di questa
+funzione (che resta un caso speciale della funzione \func{clone}), è
+deprecato; per questo eviteremo di trattarla ulteriormente.
\subsection{La conclusione di un processo.}
\label{sec:proc_termination}
In \secref{sec:proc_conclusion} abbiamo già affrontato le modalità con cui
-concludere un programma, ma dal punto di vista del programma stesso; avendo a
-che fare con un sistema multitasking occorre adesso affrontare l'argomento dal
-punto di vista generale di come il sistema gestisce la conclusione dei
-processi.
+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 già visto in \secref{sec:proc_conclusion} le tre modalità con cui un
+Abbiamo visto in \secref{sec:proc_conclusion} le tre modalità con cui un
programma viene terminato in maniera normale: la chiamata di \func{exit} (che
esegue le funzioni registrate per l'uscita e chiude gli stream), il ritorno
dalla funzione \func{main} (equivalente alla chiamata di \func{exit}), e la
chiamata ad \func{\_exit} (che passa direttamente alle operazioni di
terminazione del processo da parte del kernel).
-Ma oltre alla conclusione normale abbiamo accennato che esistono anche delle
+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
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 descrittori dei file sono chiusi.
+\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.
+\item ad ogni processo figlio viene assegnato un nuovo padre (in genere
+ \cmd{init}).
\item viene inviato il segnale \macro{SIGCHLD} al processo padre (vedi
- \secref{sec:sig_xxx}) .
-\item se il processo è un leader di sessione viene mandato un segnale di
- \macro{SIGHUP} a tutti i processi in background e il terminale di
- controllo viene disconnesso (vedi \secref{sec:sess_xxx}).
+ \secref{sec:sig_sigchld}).
+\item se il processo è un leader di sessione ed il suo terminale di controllo
+ è quello della sessione viene mandato un segnale di \macro{SIGHUP} a tutti i
+ processi del gruppo di foreground e il terminale di controllo viene
+ disconnesso (vedi \secref{sec:sess_ctrl_term}).
\item se la conclusione di un processo rende orfano un \textit{process
group} ciascun membro del gruppo viene bloccato, e poi gli vengono
inviati in successione i segnali \macro{SIGHUP} e \macro{SIGCONT}
- (vedi \secref{sec:sess_xxx}).
+ (vedi ancora \secref{sec:sess_ctrl_term}).
\end{itemize*}
-ma al di la di queste operazioni è necessario poter disporre di un meccanismo
-ulteriore che consenta di sapere come questa terminazione è avvenuta; dato che
-in un sistema unix-like tutto viene gestito attraverso i processi il
-meccanismo scelto consiste nel riportare lo stato di terminazione
-(\textit{termination status}) di cui sopra al processo padre.
-
-Nel caso di conclusione normale, 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.
+
+Oltre queste operazioni è però necessario poter disporre di un meccanismo
+ulteriore che consenta di sapere come la terminazione è avvenuta: dato che in
+un sistema unix-like tutto viene gestito attraverso i processi, il meccanismo
+scelto consiste nel riportare lo stato di terminazione (il cosiddetto
+\textit{termination status}) al processo padre.
+
+Nel caso di conclusione normale, abbiamo visto in \secref{sec:proc_conclusion}
+che lo stato di uscita del processo viene caratterizzato tramite il valore del
+cosiddetto \textit{exit status}, cioè il valore passato alle funzioni
+\func{exit} o \func{\_exit} (o dal valore di ritorno per \func{main}). Ma se
+il processo viene concluso in maniera anomala il programma non può specificare
+nessun \textit{exit status}, ed è il kernel che deve generare autonomamente il
+\textit{termination status} per indicare le ragioni della conclusione anomala.
Si noti la distinzione fra \textit{exit status} e \textit{termination status}:
quello che contraddistingue lo stato di chiusura del processo e viene
terminato (si potrebbe avere cioè quello che si chiama un processo
\textsl{orfano}).
-Questa complicazione viene superata facendo in modo che il processo figlio
-venga \textsl{adottato} da \cmd{init}: come già accennato quando un processo
-termina il kernel controlla se è il padre di altri processi in esecuzione: in
+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 \textsl{adottivo}) cui riportare il suo stato
-di terminazione. Come verifica di questo comportamento possiamo eseguire il
-comando \cmd{forktest} imponendo a ciascun processo figlio due
-secondi di attesa prima di uscire, il risultato è:
+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}
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 \cmd{Z} nella colonna che ne indica lo stato. Quando il padre
+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.
creare molti figli. In questo caso si deve sempre avere cura di far leggere
l'eventuale stato di uscita di tutti i figli (in genere questo si fa
attraverso un apposito \textit{signal handler}, che chiama la funzione
-\func{wait}, vedi \secref{sec:sig_xxx} e \secref{sec:proc_wait}). Questa
+\func{wait}, vedi \secref{sec:sig_sigchld} e \secref{sec:proc_wait}). Questa
operazione è necessaria perché anche se gli \textit{zombie} non consumano
risorse di memoria o processore, occupano comunque una voce nella tabella dei
processi, che a lungo andare potrebbe esaurirsi.
padre, completandone la terminazione. Questo è quanto avviene anche quando,
come nel caso del precedente esempio con \cmd{forktest}, il padre termina con
dei figli in stato di zombie: alla sua terminazione infatti tutti i suoi figli
-vengono ereditati (compresi gli zombie) verranno adottati da \cmd{init}, il
-quale provvederà a completarne la terminazione.
+(compresi gli zombie) verranno adottati da \cmd{init}, il quale provvederà a
+completarne la terminazione.
Si tenga presente infine che siccome gli zombie sono processi già usciti, non
-c'è modo di eliminarli con il comando \cmd{kill}; l'unica possibilità è quella
-di terminare il processo che li ha generati, in modo che \cmd{init} possa
-adottarli e provvedere a concludere la terminazione.
+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}
-Abbiamo già accennato come uno degli usi possibili delle capacità multitasking
-di un sistema unix-like consista nella creazione di programmi di tipo server,
-in cui un processo principale attende le richieste che vengono poi soddisfatte
-creando una serie di processi figli. Si è già sottolineato al paragrafo
-precedente come in questo caso diventi necessario gestire esplicitamente la
-conclusione dei vari processi figli onde evitare di riempire di
-\textit{zombie} la tabella dei processi; le funzioni deputate a questo compito
-sono sostanzialmente due, \func{wait} e \func{waitpid}. La prima, il cui
-prototipo è:
+Uno degli usi più comuni delle capacità multitasking di un sistema unix-like
+consiste nella creazione di programmi di tipo server, in cui un processo
+principale attende le richieste che vengono poi soddisfatte da una serie di
+processi figli. Si è già sottolineato al paragrafo precedente come in questo
+caso diventi necessario gestire esplicitamente la conclusione dei figli onde
+evitare di riempire di \textit{zombie} la tabella dei processi; le funzioni
+deputate a questo compito sono sostanzialmente due, \func{wait} e
+\func{waitpid}. La prima, il cui prototipo è:
\begin{functions}
\headdecl{sys/types.h}
\headdecl{sys/wait.h}
-\funcdecl{pid\_t wait(int * status)}
+\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:
+\bodydesc{La funzione restituisce il \acr{pid} del figlio in caso di successo
+ e -1 in caso di errore; \var{errno} può assumere i valori:
\begin{errlist}
\item[\macro{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
- \end{errlist}
-}
+ \end{errlist}}
\end{functions}
\noindent
-è presente fin dalle prime versioni di unix; la funzione ritorna alla
-conclusione del primo figlio (o immediatamente se un figlio è già
-uscito). Se un figlio è già uscito la funzione ritorna immediatamente.
+è presente fin dalle prime versioni di Unix; la funzione ritorna non appena un
+processo figlio termina. Se un figlio è già terminato la funzione ritorna
+immediatamente.
-Al ritorno lo stato di termininazione del processo viene salvato nella
+Al ritorno lo stato di terminazione del processo viene salvato nella
variabile puntata da \var{status} e tutte le informazioni relative al
processo (vedi \secref{sec:proc_termination}) vengono rilasciate. Nel
caso un processo abbia più figli il valore di ritorno permette di
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 suo 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}
-\funcdecl{pid\_t waitpid(pid\_t pid, int * status, int options)}
+\funcdecl{pid\_t waitpid(pid\_t pid, int *status, int options)}
+Attende la conclusione di un processo figlio.
-La funzione restituisce il \acr{pid} del processo che è uscito, 0 se è stata
-specificata l'opzione \macro{WNOHANG} e il processo non è uscito e -1 per un
-errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
+\bodydesc{La funzione restituisce il \acr{pid} del processo che è uscito, 0 se
+ è stata specificata l'opzione \macro{WNOHANG} e il processo non è uscito e
+ -1 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
\begin{errlist}
\item[\macro{EINTR}] se non è stata specificata l'opzione \macro{WNOHANG} e
la funzione è stata interrotta da un segnale.
- \item[\macro{ECHILD}] il processo specificato da \var{pid} non esiste o non è
- figlio del processo chiamante.
- \end{errlist}
+ \item[\macro{ECHILD}] il processo specificato da \param{pid} non esiste o
+ non è figlio del processo chiamante.
+ \end{errlist}}
\end{functions}
Le differenze principali fra le due funzioni sono che \func{wait} si blocca
sempre fino a che un processo figlio non termina, mentre \func{waitpid} ha la
possibilità si specificare un'opzione \macro{WNOHANG} che ne previene il
blocco; inoltre \func{waitpid} può specificare quale processo attendere sulla
-base del valore specificato tramite la variabile \var{pid}, secondo lo
-specchietto riportato in \ntab:
+base del valore fornito dall'argomento \param{pid}, secondo lo
+specchietto riportato in \tabref{tab:proc_waidpid_pid}:
\begin{table}[!htb]
\centering
\footnotesize
- \begin{tabular}[c]{|c|p{10cm}|}
+ \begin{tabular}[c]{|c|c|p{8cm}|}
\hline
- \textbf{Valore} & \textbf{Significato}\\
+ \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}. \\
- $-1$ & attende per un figlio qualsiasi, usata in questa maniera è
- equivalente a \func{wait}.\\
- $0$ & attende per un figlio il cui \textit{process group} è uguale a
- quello del processo chiamante. \\
- $>0$ & attende per un figlio il cui \acr{pid} è uguale al
+ $-1$ & \macro{WAIT\_ANY} & attende per un figlio qualsiasi, usata in
+ questa maniera è equivalente a \func{wait}.\\
+ $0$ & \macro{WAIT\_MYPGRP} & attende per un figlio il cui \textit{process
+ group} è uguale a quello del processo chiamante. \\
+ $>0$ & -- &attende per un figlio il cui \acr{pid} è uguale al
valore di \var{pid}.\\
\hline
\end{tabular}
\label{tab:proc_waidpid_pid}
\end{table}
-Il comportamento di \func{waitpid} può essere modificato passando delle
-opportune opzioni tramite la variabile \var{option}. I valori possibili sono
-il già citato \macro{WNOHANG}, che previene il blocco della funzione quando il
-processo figlio non è terminato, e \macro{WUNTRACED} (usata per il controllo
-di sessione, trattato in \capref{cha:session}) che fa ritornare la funzione
-anche per i processi figli che sono bloccati ed il cui stato non è stato
-ancora riportato al padre. Il valore dell'opzione deve essere specificato come
-maschera binaria ottenuta con l'OR delle suddette costanti con zero.
+Il comportamento di \func{waitpid} può inoltre essere modificato passando
+delle opportune opzioni tramite l'argomento \param{option}. I valori possibili
+sono il già citato \macro{WNOHANG}, che previene il blocco della funzione
+quando il processo figlio non è terminato, e \macro{WUNTRACED}. Quest'ultimo
+viene generalmente usato per il controllo di sessione, (trattato in
+\secref{sec:sess_job_control}) in quanto permette di identificare i processi
+bloccati. La funzione infatti in tal caso ritorna, restituendone il \acr{pid},
+se c'è un processo figlio che è entrato in stato di sleep (vedi
+\tabref{tab:proc_proc_states}) di cui non si è ancora letto lo stato (con
+questa stessa opzione). Il valore dell'opzione deve essere specificato come
+maschera binaria ottenuta con l'OR delle suddette costanti con zero. In Linux
+sono previste altre opzioni non standard relative al comportamento con i
+thread, che saranno trattate in \secref{sec:thread_xxx}.
La terminazione di un processo figlio è chiaramente un evento asincrono
rispetto all'esecuzione di un programma e può avvenire in un qualunque
-momento, per questo motivo, come si è visto nella sezione precedente, una
-delle azioni prese dal kernel alla conclusione di un processo è quella di
-mandare un segnale di \macro{SIGCHLD} al padre. Questo segnale viene ignorato
-di default, ma costituisce il meccanismo di comunicazione asincrona con cui il
-kernel avverte un processo padre che uno dei suoi figli è terminato.
+momento. Per questo motivo, come accennato nella sezione precedente, una delle
+azioni prese dal kernel alla conclusione di un processo è quella di mandare un
+segnale di \macro{SIGCHLD} al padre. L'azione predefinita (si veda
+\secref{sec:sig_base}) per questo segnale è di essere ignorato, ma la sua
+generazione costituisce il meccanismo di comunicazione asincrona con cui il
+kernel avverte il processo padre che uno dei suoi figli è terminato.
In genere in un programma non si vuole essere forzati ad attendere la
conclusione di un processo per proseguire, specie se tutto questo serve solo
per leggerne lo stato di chiusura (ed evitare la presenza di \textit{zombie}),
per questo la modalità più usata per chiamare queste funzioni è quella di
-utilizzarle all'interno di un \textit{signal handler} (torneremo sui segnali e
-su come gestire \macro{SIGCHLD} in \secref{sec:sig_sigwait_xxx}) nel qual
-caso, dato che il segnale è generato dalla terminazione un figlio, avremo la
-certezza che la chiamata a \func{wait} non si bloccherà.
+utilizzarle all'interno di un \textit{signal handler} (vedremo un esempio di
+come gestire \macro{SIGCHLD} con i segnali in \secref{sec:sig_example}). In
+questo caso infatti, dato che il segnale è generato dalla terminazione di un
+figlio, avremo la certezza che la chiamata a \func{wait} non si bloccherà.
\begin{table}[!htb]
\centering
\macro{WIFSIGNALED} ha restituito un valore non nullo.\\
\macro{WCOREDUMP(s)} & Vera se il processo terminato ha generato un
file si \textit{core dump}. Può essere valutata solo se
- \macro{WIFSIGNALED} ha restituito un valore non nullo\footnote{questa
+ \macro{WIFSIGNALED} ha restituito un valore non nullo.\footnote{questa
macro non è definita dallo standard POSIX.1, ma è presente come estensione
- sia in Linux che in altri unix}.\\
+ sia in Linux che in altri Unix.}\\
\macro{WIFSTOPPED(s)} & Vera se il processo che ha causato il ritorno di
\func{waitpid} è bloccato. L'uso è possibile solo avendo specificato
l'opzione \macro{WUNTRACED}. \\
\label{tab:proc_status_macro}
\end{table}
-Entrambe le funzioni restituiscono lo stato di terminazione del processo
-tramite il puntatore \var{status} (se non interessa memorizzare lo stato si
-può passare un puntatore nullo). Il valore restituito da entrambe le funzioni
-dipende dall'implementazione, e tradizionalmente alcuni bit sono riservati per
-memorizzare lo stato di uscita (in genere 8) altri per indicare il segnale che
-ha causato la terminazione (in caso di conclusione anomala), uno per indicare
-se è stato generato un core file, etc.\footnote{le definizioni esatte si
- possono trovare in \file{<bits/waitstatus.h} ma questo file non deve mai
- essere usato direttamente, esso viene incluso attraverso
- \file{<sys/wait.h>}}. Lo standard POSIX.1 definisce una serie di macro di
-preprocessore da usare per analizzare lo stato di uscita; esse sono definite
-sempre in \file{<sys/wait.h>} ed elencate in \curtab\ (si tenga presente che
-queste macro prendono come parametro la variabile di tipo \type{int} puntata
-da \var{status}).
+Entrambe le funzioni di attesa restituiscono lo stato di terminazione del
+processo tramite il puntatore \param{status} (se non interessa memorizzare lo
+stato si può passare un puntatore nullo). Il valore restituito da entrambe le
+funzioni dipende dall'implementazione, e tradizionalmente alcuni bit (in
+genere 8) sono riservati per memorizzare lo stato di uscita, e altri per
+indicare il segnale che ha causato la terminazione (in caso di conclusione
+anomala), uno per indicare se è stato generato un core file, ecc.\footnote{le
+ definizioni esatte si possono trovare in \file{<bits/waitstatus.h>} ma
+ questo file non deve mai essere usato direttamente, esso viene incluso
+ attraverso \file{<sys/wait.h>}.}
+
+Lo standard POSIX.1 definisce una serie di macro di preprocessore da usare per
+analizzare lo stato di uscita. Esse sono definite sempre in
+\file{<sys/wait.h>} ed elencate in \tabref{tab:proc_status_macro} (si tenga
+presente che queste macro prendono come parametro la variabile di tipo
+\ctyp{int} puntata da \var{status}).
Si tenga conto che nel caso di conclusione anomala il valore restituito da
-\macro{WTERMSIG} può essere controllato contro le costanti definite in
-\file{signal.h}, e stampato usando le funzioni definite in
-\secref{sec:sig_strsignal}.
+\macro{WTERMSIG} può essere confrontato con le costanti definite in
+\file{signal.h} ed elencate in \tabref{tab:sig_signal_list}, e stampato usando
+le apposite funzioni trattate in \secref{sec:sig_strsignal}.
\subsection{Le funzioni \func{wait3} e \func{wait4}}
\label{sec:proc_wait4}
-Linux, seguendo una estensione di BSD, supporta altre due funzioni per la
-lettura dello stato di terminazione di un processo, analoghe a \func{wait} e
-\func{waitpid}, ma che prevedono un ulteriore parametro attraverso il quale il
-kernel può restituire al processo padre ulteriori informazioni sulle risorse
-usate dal processo terminato e dai vari figli. Queste funzioni, che diventano
-accessibili definendo la costante \macro{\_USE\_BSD}, sono:
+Linux, seguendo un'estensione di BSD, supporta altre due funzioni per la
+lettura dello stato di terminazione di un processo \func{wait3} e
+\func{wait4}, analoghe alle precedenti ma che prevedono un ulteriore
+parametro attraverso il quale il kernel può restituire al padre informazioni
+sulle risorse usate dal processo terminato e dai vari figli. I prototipi di
+queste funzioni, che diventano accessibili definendo la costante
+\macro{\_USE\_BSD}, sono:
\begin{functions}
- \headdecl{sys/times.h}
- \headdecl{sys/types.h}
- \headdecl{sys/wait.h}
- \headdecl{sys/resource.h}
+ \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)}
- La funzione è identica a \func{waitpid} sia per comportamento che per i
- valori dei parametri, ma restituisce in \var{rusage} un sommario delle
- risorse usate dal processo (per i dettagli vedi \secref{sec:sys_xxx})
+ * rusage)}
+ È identica a \func{waitpid} sia per comportamento che per i valori dei
+ parametri, ma restituisce in \param{rusage} un sommario delle risorse usate
+ dal processo.
+
\funcdecl{pid\_t wait3(int *status, int options, struct rusage *rusage)}
- Prima versione, equivalente a \func{wait4(-1, \&status, opt, rusage)} è
+ Prima versione, equivalente a \code{wait4(-1, \&status, opt, rusage)} è
ormai deprecata in favore di \func{wait4}.
\end{functions}
\noindent
la struttura \type{rusage} è definita in \file{sys/resource.h}, e viene
-utilizzata anche dalla funzione \func{getrusage} per ottenere le risorse di
-sistema usate dal processo; la sua definizione è riportata in \nfig.
-\begin{figure}[!htb]
- \footnotesize
- \centering
- \begin{minipage}[c]{15cm}
- \begin{lstlisting}[labelstep=0,frame=,indent=1cm]{}
-struct rusage {
- struct timeval ru_utime; /* user time used */
- struct timeval ru_stime; /* system time used */
- long ru_maxrss; /* maximum resident set size */
- long ru_ixrss; /* integral shared memory size */
- long ru_idrss; /* integral unshared data size */
- long ru_isrss; /* integral unshared stack size */
- long ru_minflt; /* page reclaims */
- long ru_majflt; /* page faults */
- long ru_nswap; /* swaps */
- long ru_inblock; /* block input operations */
- long ru_oublock; /* block output operations */
- long ru_msgsnd; /* messages sent */
- long ru_msgrcv; /* messages received */
- long ru_nsignals; ; /* signals received */
- long ru_nvcsw; /* voluntary context switches */
- long ru_nivcsw; /* involuntary context switches */
-};
- \end{lstlisting}
- \end{minipage}
- \normalsize
- \caption{La struttura \var{rusage} per la lettura delle informazioni dei
- delle risorse usate da un processo.}
- \label{fig:proc_rusage_struct}
-\end{figure}
-
-In genere includere esplicitamente \file{<sys/time.h>} non è più
-necessario, ma aumenta la portabilità, e serve in caso si debba accedere
-ai campi di \var{rusage} definiti come \type{struct timeval}. La
-struttura è ripresa da BSD 4.3, attualmente (con il kernel 2.4.x) i soli
-campi che sono mantenuti sono: \var{ru\_utime}, \var{ru\_stime},
-\var{ru\_minflt}, \var{ru\_majflt}, e \var{ru\_nswap}.
+utilizzata anche dalla funzione \func{getrusage} (vedi
+\secref{sec:sys_resource_use}) per ottenere le risorse di sistema usate da un
+processo; la sua definizione è riportata in \figref{fig:sys_rusage_struct}.
\subsection{Le funzioni \func{exec}}
\label{sec:proc_exec}
Abbiamo già detto che una delle modalità principali con cui si utilizzano i
-processi in unix è quella di usarli per lanciare nuovi programmi: questo viene
+processi in Unix è quella di usarli per lanciare nuovi programmi: questo viene
fatto attraverso una delle funzioni della famiglia \func{exec}. Quando un
processo chiama una di queste funzioni esso viene completamente sostituito dal
nuovo programma; il \acr{pid} del processo non cambia, dato che non viene
-creato un nuovo processo, la funzione semplicemente rimpiazza lo stack, o
+creato un nuovo processo, la funzione semplicemente rimpiazza lo stack, lo
heap, i dati ed il testo del processo corrente con un nuovo programma letto da
disco.
Ci sono sei diverse versioni di \func{exec} (per questo la si è chiamata
-famiglia di funzioni) che possono essere usate per questo compito, che in
-realtà (come mostrato in \figref{fig:proc_exec_relat}), costituiscono un
-front-end a \func{execve}. Il prototipo di quest'ultima è:
+famiglia di funzioni) che possono essere usate per questo compito, in realtà
+(come mostrato in \figref{fig:proc_exec_relat}), sono tutte un front-end a
+\func{execve}. Il prototipo di quest'ultima è:
\begin{prototype}{unistd.h}
-{int execve(const char * filename, char * const argv [], char * const envp[])}
+{int execve(const char *filename, char *const argv[], char *const envp[])}
Esegue il programma contenuto nel file \param{filename}.
- \bodydesc{La funzione ritorna -1 solo in caso di errore, nel qual caso
- caso la \var{errno} può assumere i valori:
+ \bodydesc{La funzione ritorna solo in caso di errore, restituendo -1; nel
+ qual caso \var{errno} può assumere i valori:
\begin{errlist}
\item[\macro{EACCES}] il file non è eseguibile, oppure il filesystem è
- montato in \cmd{noexec}, oppure non è un file normale o un interprete.
- \item[\macro{EPERM}] il file ha i bit \acr{suid} o \acr{sgid} ma l'utente non
- è root o il filesystem è montato con \cmd{nosuid}, oppure
+ montato in \cmd{noexec}, oppure non è un file regolare o un interprete.
+ \item[\macro{EPERM}] il file ha i bit \acr{suid} o \acr{sgid}, l'utente non
+ è root, e o il processo viene tracciato, o il filesystem è montato con
+ l'opzione \cmd{nosuid}.
\item[\macro{ENOEXEC}] il file è in un formato non eseguibile o non
riconosciuto come tale, o compilato per un'altra architettura.
\item[\macro{ENOENT}] il file o una delle librerie dinamiche o l'interprete
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
-\func{main(int argc, char *argv[], char *envp[])}.
+\code{main(int argc, char *argv[], char *envp[])}.
Le altre funzioni della famiglia servono per fornire all'utente una serie
possibile di diverse interfacce per la creazione di un nuovo processo. I loro
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 mnenonici \func{v} e \func{l}
+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,
Nel secondo caso le stringhe degli argomenti sono passate alla funzione come
lista di puntatori, nella forma:
\begin{lstlisting}[labelstep=0,frame=,indent=1cm]{}
- char * arg0, char * arg1, ..., char * argn, NULL
+ char *arg0, char *arg1, ..., char *argn, NULL
\end{lstlisting}
che deve essere terminata da un puntatore nullo. In entrambi i casi vale la
convenzione che il primo argomento (\var{arg0} o \var{argv[0]}) viene usato
\end{table}
La seconda differenza fra le funzioni riguarda le modalità con cui si
-specifica il programma che si vuole eseguire. Con lo mnemonico \func{p} si
+specifica il programma che si vuole eseguire. Con lo mnemonico \code{p} si
indicano le due funzioni che replicano il comportamento della shell nello
specificare il comando da eseguire; quando il parametro \var{file} non
contiene una \file{/} esso viene considerato come un nome di programma, e
viene eseguita automaticamente una ricerca fra i file presenti nella lista di
directory specificate dalla variabile di ambiente \var{PATH}. Il file che
-viene posto in esecuzione è il primo che viene trovato. Se si ha un errore di
-permessi negati (cioè l'esecuzione della sottostante \func{execve} ritorna un
-\macro{EACCESS}), la ricerca viene proseguita nelle eventuali ulteriori
-directory indicate nel \var{PATH}, solo se non viene trovato nessun altro file
-viene finalmente restituito \macro{EACCESS}.
+viene posto in esecuzione è il primo che viene trovato. Se si ha un errore
+relativo a permessi di accesso insufficienti (cioè l'esecuzione della
+sottostante \func{execve} ritorna un \macro{EACCESS}), la ricerca viene
+proseguita nelle eventuali ulteriori directory indicate in \var{PATH}; solo se
+non viene trovato nessun altro file viene finalmente restituito
+\macro{EACCESS}.
Le altre quattro funzioni si limitano invece a cercare di eseguire il file
indicato dal parametro \var{path}, che viene interpretato come il
\begin{figure}[htb]
\centering
- \includegraphics[width=13cm]{img/exec_rel}
- \caption{La interrelazione fra le sei funzioni della famiglia \func{exec}}
+ \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 \func{e} vengono indicate quelle funzioni che necessitano di
+Con lo mnemonico \code{e} vengono indicate quelle funzioni che necessitano di
un vettore di parametri \var{envp[]} analogo a quello usato per gli argomenti
a riga di comando (terminato quindi da un \macro{NULL}), le altre usano il
valore della variabile \var{environ} (vedi \secref{sec:proc_environ}) del
\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}
+\item il \textit{process id} (\acr{pid}) ed il \textit{parent process id}
(\acr{ppid}).
-\item il \textit{real user ID} ed il \textit{real group ID} (vedi
- \secref{sec:proc_user_group}).
-\item i \textit{supplementary group ID} (vedi \secref{sec:proc_user_group}).
-\item il \textit{session ID} ed il \textit{process group ID} (vedi
- \secref{sec:sess_xxx}).
-\item il terminale di controllo (vedi \secref{sec:sess_xxx}).
-\item il tempo restante ad un allarme.
+\item l'\textsl{userid reale}, il \textit{groupid reale} ed i \textsl{groupid
+ supplementari} (vedi \secref{sec:proc_access_id}).
+\item il \textit{session id} (\acr{sid}) ed il \textit{process groupid}
+ (\acr{pgid}), vedi \secref{sec:sess_proc_group}.
+\item il terminale di controllo (vedi \secref{sec:sess_ctrl_term}).
+\item il tempo restante ad un allarme (vedi \secref{sec:sig_alarm_abort}).
\item la directory radice e la directory di lavoro corrente (vedi
\secref{sec:file_work_dir}).
\item la maschera di creazione dei file (\var{umask}, vedi
\secref{sec:file_umask}) ed i \textit{lock} sui file (vedi
\secref{sec:file_locking}).
\item i segnali sospesi (\textit{pending}) e la maschera dei segnali (si veda
- \secref{sec:sig_xxx}).
-\item i limiti sulle risorse (vedi \secref{sec:sys_limits})..
+ \secref{sec:sig_sigmask}).
+\item i limiti sulle risorse (vedi \secref{sec:sys_resource_limit}).
\item i valori delle variabili \var{tms\_utime}, \var{tms\_stime},
- \var{tms\_cutime}, \var{tms\_ustime} (vedi \secref{sec:xxx_xxx}).
+ \var{tms\_cutime}, \var{tms\_ustime} (vedi \secref{sec:sys_cpu_times}).
\end{itemize*}
-Oltre a questo i segnali che sono stati settati per essere ignorati nel
-processo chiamante mantengono lo stesso settaggio pure nel nuovo programma,
-tutti gli altri segnali vengono settati alla loro azione di default. Un caso
-speciale è il segnale \macro{SIGCHLD} che, quando settato a \macro{SIG\_IGN},
-può anche non essere resettato a \macro{SIG\_DFL} (si veda
-\secref{sec:sig_xxx}).
-
-La gestione dei file aperti dipende dal valore del flag di
-\textit{close-on-exec} per ciascun file descriptor (si veda
-\secref{sec:file_fcntl}); i file per cui è settato vengono chiusi, tutti gli
-altri file restano aperti. Questo significa che il comportamento di default è
-che i file restano aperti attraverso una \func{exec}, a meno di una chiamata
-esplicita a \func{fcntl} che setti il suddetto flag.
-
-Per le directory lo standard POSIX.1 richiede che esse vengano chiuse
+Inoltre i segnali che sono stati impostati per essere ignorati nel processo
+chiamante mantengono la stessa impostazione pure nel nuovo programma, tutti
+gli altri segnali vengono impostati alla loro azione predefinita. Un caso
+speciale è il segnale \macro{SIGCHLD} che, quando impostato a
+\macro{SIG\_IGN}, può anche non essere reimpostato a \macro{SIG\_DFL} (si veda
+\secref{sec:sig_gen_beha}).
+
+La gestione dei file aperti dipende dal valore che ha il flag di
+\textit{close-on-exec} (trattato in \secref{sec:file_fcntl}) per ciascun file
+descriptor. I file per cui è impostato vengono chiusi, tutti gli altri file
+restano aperti. Questo significa che il comportamento predefinito è che i file
+restano aperti attraverso una \func{exec}, a meno di una chiamata esplicita a
+\func{fcntl} che imposti il suddetto flag.
+
+Per le directory, lo standard POSIX.1 richiede che esse vengano chiuse
attraverso una \func{exec}, in genere questo è fatto dalla funzione
-\func{opendir} che effettua da sola il settaggio del flag di
-\textit{close-on-exec} sulle directory che apre, in maniera trasparente
-all'utente.
-
-Abbiamo detto che il \textit{real user ID} ed il \textit{real group ID}
-restano gli stessi all'esecuzione di \func{exec}; lo stesso vale per
-l'\textit{effective user ID} ed l'\textit{effective group ID}, tranne il caso
-in cui il file che si va ad eseguire ha o il \acr{suid} bit o lo \acr{sgid}
-bit settato, nel qual caso \textit{effective user ID} e \textit{effective
- group ID} vengono settati rispettivamente all'utente o al gruppo cui il file
-appartiene (per i dettagli vedi \secref{sec:proc_perms}).
+\func{opendir} (vedi \secref{sec:file_dir_read}) che effettua da sola
+l'impostazione del flag di \textit{close-on-exec} sulle directory che apre, in
+maniera trasparente all'utente.
+
+Abbiamo detto che l'\textsl{userid reale} ed il \textsl{groupid reale} restano
+gli stessi all'esecuzione di \func{exec}; lo stesso vale per l'\textsl{userid
+ effettivo} ed il \textsl{groupid effettivo} (il significato di questi
+identificatori è trattato in \secref{sec:proc_access_id}), tranne quando il
+file che si va ad eseguire abbia o il \acr{suid} bit o lo \acr{sgid} bit
+impostato, in questo caso l'\textsl{userid effettivo} ed il \textsl{groupid
+ effettivo} vengono impostati rispettivamente all'utente o al gruppo cui il
+file appartiene (per i dettagli vedi \secref{sec:proc_perms}).
Se il file da eseguire è in formato \emph{a.out} e necessita di librerie
condivise, viene lanciato il \textit{linker} dinamico \cmd{ld.so} prima del
dell'eseguibile. Se il programma è in formato ELF per caricare le librerie
dinamiche viene usato l'interprete indicato nel segmento \macro{PT\_INTERP},
in genere questo è \file{/lib/ld-linux.so.1} per programmi linkati con le
-\emph{libc5}, e \file{/lib/ld-linux.so.2} per programmi linkati con le
-\emph{glibc}. Infine nel caso il file sia uno script esso deve iniziare con
+\acr{libc5}, e \file{/lib/ld-linux.so.2} per programmi linkati con le
+\acr{glibc}. Infine nel caso il file sia uno script esso deve iniziare con
una linea nella forma \cmd{\#!/path/to/interpreter} dove l'interprete indicato
deve esse un valido programma (binario, non un altro script) che verrà
chiamato come se si fosse eseguito il comando \cmd{interpreter [arg]
filename}.
Con la famiglia delle \func{exec} si chiude il novero delle funzioni su cui è
-basata la gestione dei processi in unix: con \func{fork} si crea un nuovo
+basata la gestione dei processi in Unix: con \func{fork} si crea un nuovo
processo, con \func{exec} si avvia un nuovo programma, con \func{exit} e
\func{wait} si effettua e verifica la conclusione dei programmi. Tutte le
-altre funzioni sono ausiliarie e servono la lettura e il settaggio dei vari
+altre funzioni sono ausiliarie e servono la lettura e l'impostazione dei vari
parametri connessi ai processi.
In questa sezione esamineremo le problematiche relative al controllo di
accesso dal punto di vista del processi; vedremo quali sono gli identificatori
usati, come questi possono essere modificati nella creazione e nel lancio di
-nuovi processi, e le varie funzioni per la loro manipolazione diretta e tutte
-le problematiche connesse alla gestione accorta dei privilegi.
+nuovi processi, le varie funzioni per la loro manipolazione diretta e tutte le
+problematiche connesse ad una gestione accorta dei privilegi.
-\subsection{Utente e gruppo di un processo}
-\label{sec:proc_user_group}
+\subsection{Gli identificatori del controllo di accesso}
+\label{sec:proc_access_id}
Come accennato in \secref{sec:intro_multiuser} il modello base\footnote{in
realtà già esistono estensioni di questo modello base, che lo rendono più
flessibile e controllabile, come le \textit{capabilities}, le ACL per i file
- o il \textit{Mandatory Access Control} di SELinux} 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.
%notevole flessibilità,
Abbiamo già accennato come il sistema associ ad ogni utente e gruppo due
-identificatori univoci, lo \acr{uid} e il \acr{gid}; questi servono al kernel
-per identificare uno specifico utente o un gruppo di utenti, per poi poter
+identificatori univoci, lo userid ed il groupid; questi servono al kernel per
+identificare uno specifico utente o un gruppo di utenti, per poi poter
controllare che essi siano autorizzati a compiere le operazioni richieste. Ad
esempio in \secref{sec:file_access_control} vedremo come ad ogni file vengano
associati un utente ed un gruppo (i suoi \textsl{proprietari}, indicati
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 processo, e pertanto
-anche a ciascuno di essi è associato un utente e a un gruppo.
-
-Un semplice controllo di una corrispondenza fra identificativi però non
-garantisce però sufficiente flessibilità per tutti quei casi in cui è
-necessario poter disporre di privilegi diversi, o dover impersonare un altro
-utente per un limitato insieme di operazioni. Per questo motivo in generale
-tutti gli unix prevedono che i processi abbiano almeno due gruppi di
-identificatori, chiamati rispettivamente \textit{real} ed \textit{effective}.
+anche poter identificare chi è che ha lanciato un certo programma, e pertanto
+anche a ciascun processo dovrà essere associato ad un utente e ad un gruppo.
+
+Un semplice controllo di una corrispondenza fra identificativi non garantisce
+però sufficiente flessibilità per tutti quei casi in cui è necessario poter
+disporre di privilegi diversi, o dover impersonare un altro utente per un
+limitato insieme di operazioni. Per questo motivo in generale tutti gli Unix
+prevedono che i processi abbiano almeno due gruppi di identificatori, chiamati
+rispettivamente \textit{real} ed \textit{effective} (cioè \textsl{reali} ed
+\textsl{effettivi}). Nel caso di Linux si aggiungono poi altri due gruppi, il
+\textit{saved} (\textsl{salvati}) ed il \textit{filesystem} (\textsl{di
+ filesystem}), secondo la situazione illustrata in \tabref{tab:proc_uid_gid}.
\begin{table}[htb]
\footnotesize
\centering
- \begin{tabular}[c]{|c|l|p{6.5cm}|}
+ \begin{tabular}[c]{|c|c|l|p{7.3cm}|}
+ \hline
+ \textbf{Suffisso} & \textbf{Gruppo} & \textbf{Denominazione}
+ & \textbf{Significato} \\
+ \hline
\hline
- \textbf{Suffisso} & \textbf{Significato} & \textbf{Utilizzo} \\
+ \acr{uid} & \textit{real} & \textsl{userid reale}
+ & indica l'utente che ha lanciato il programma\\
+ \acr{gid} & '' &\textsl{groupid reale}
+ & indica il gruppo principale dell'utente che ha lanciato
+ il programma \\
\hline
+ \acr{euid} & \textit{effective} &\textsl{userid effettivo}
+ & indica l'utente usato nel controllo di accesso \\
+ \acr{egid} & '' & \textsl{groupid effettivo}
+ & indica il gruppo usato nel controllo di accesso \\
+ -- & -- & \textsl{groupid supplementari}
+ & indicano gli ulteriori gruppi cui l'utente appartiene \\
\hline
- \acr{uid} & \textit{real user id} & indica l'utente che ha lanciato
- il programma\\
- \acr{gid} & \textit{real group id} & indica il gruppo dell'utente
- che ha lanciato il programma \\
- \acr{euid} & \textit{effective user id} & indica l'utente usato
- dal programma nel controllo di accesso \\
- \acr{egid} & \textit{effective group id} & indica il gruppo
- usato dal programma nel controllo di accesso \\
- -- & \textit{supplementary group id} & indica i gruppi cui
- l'utente appartiene \\
- -- & \textit{saved user id} & copia dell'\acr{euid} iniziale\\
- -- & \textit{saved group id} & copia dell'\acr{egid} iniziale \\
- \acr{fsuid} & \textit{filesystem user id} & indica l'utente effettivo per
- il filesystem \\
- \acr{fsgid} & \textit{filesystem group id} & indica il gruppo effettivo
- per il filesystem \\
+ -- & \textit{saved} & \textsl{userid salvato}
+ & è una copia dell'\acr{euid} iniziale\\
+ -- & '' & \textsl{groupid salvato}
+ & è una copia dell'\acr{egid} iniziale \\
+ \hline
+ \acr{fsuid} & \textit{filesystem} &\textsl{userid di filesystem}
+ & indica l'utente effettivo per l'accesso al filesystem \\
+ \acr{fsgid} & '' & \textsl{groupid di filesystem}
+ & indica il gruppo effettivo per l'accesso al filesystem \\
\hline
\end{tabular}
\caption{Identificatori di utente e gruppo associati a ciascun processo con
- indicazione dei suffissi usate dalle varie funzioni di manipolazione.}
+ indicazione dei suffissi usati dalle varie funzioni di manipolazione.}
\label{tab:proc_uid_gid}
\end{table}
-Al primo gruppo appartengono il \textit{real user ID} e il \textit{real group
- ID}: questi vengono settati al login ai valori corrispondenti all'utente con
-cui si accede al sistema (e relativo gruppo di default). Servono per
-l'identificazione dell'utente e normalmente non vengono mai cambiati. In
-realtà vedremo (in \secref{sec:proc_setuid}) che è possibile modificarli, ma
-solo ad un processo che abbia i privilegi di amministratore; questa
-possibilità è usata ad esempio da \cmd{login} che una volta completata la
-procedura di autenticazione lancia una shell per la quale setta questi
-identificatori ai valori corrispondenti all'utente che entra nel sistema.
-
-Al secondo gruppo appartengono l'\textit{effective user ID} e
-l'\textit{effective group ID} (a cui si aggiungono gli eventuali
-\textit{supplementary group id} dei gruppi dei quale l'utente fa parte).
-Questi sono invece gli identificatori usati nella verifiche dei permessi del
-processo e per il controllo di accesso ai file (argomento affrontato in
-dettaglio in \secref{sec:file_perm_overview}).
+Al primo gruppo appartengono l'\textsl{userid reale} ed il \textsl{groupid
+ reale}: questi vengono impostati al login ai valori corrispondenti
+all'utente con cui si accede al sistema (e relativo gruppo principale).
+Servono per l'identificazione dell'utente e normalmente non vengono mai
+cambiati. In realtà vedremo (in \secref{sec:proc_setuid}) che è possibile
+modificarli, ma solo ad un processo che abbia i privilegi di amministratore;
+questa possibilità è usata proprio dal programma \cmd{login} che, una volta
+completata la procedura di autenticazione, lancia una shell per la quale
+imposta questi identificatori ai valori corrispondenti all'utente che entra
+nel sistema.
+
+Al secondo gruppo appartengono l'\textsl{userid effettivo} e l'\textsl{groupid
+ effettivo} (a cui si aggiungono gli eventuali \textsl{groupid supplementari}
+dei gruppi dei quali l'utente fa parte). Questi sono invece gli
+identificatori usati nella verifiche dei permessi del processo e per il
+controllo di accesso ai file (argomento affrontato in dettaglio in
+\secref{sec:file_perm_overview}).
Questi identificatori normalmente sono identici ai corrispondenti del gruppo
-\textsl{reale} tranne nel caso in cui, come visto in \secref{sec:proc_exec},
-il programma che si è posto in esecuzione abbia i bit \acr{suid} o \acr{sgid}
-settati (il significato di questi bit è affrontato in dettaglio in
-\secref{sec:file_suid_sgid}). In questo caso essi saranno settati all'utente e
-al gruppo proprietari del file; questo consente, per programmi in cui ci sia
-necessità, di dare a qualunque utente normale privilegi o permessi di
-un'altro (o dell'amministratore).
+\textit{real} tranne nel caso in cui, come accennato in
+\secref{sec:proc_exec}, il programma che si è posto in esecuzione abbia i bit
+\acr{suid} o \acr{sgid} impostati (il significato di questi bit è affrontato
+in dettaglio in \secref{sec:file_suid_sgid}). In questo caso essi saranno
+impostati all'utente e al gruppo proprietari del file. Questo consente, per
+programmi in cui ci sia necessità, di dare a qualunque utente normale
+privilegi o permessi di un'altro (o dell'amministratore).
Come nel caso del \acr{pid} e del \acr{ppid} tutti questi identificatori
possono essere letti dal processo attraverso delle opportune funzioni, i cui
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}
- \funcdecl{uid\_t getuid(void)} restituisce il \textit{real user ID} del
- processo corrente.
-
- \funcdecl{uid\_t geteuid(void)} restituisce l'\textit{effective user ID} del
+ \funcdecl{uid\_t getuid(void)} Restituisce l'\textsl{userid reale} del
processo corrente.
- \funcdecl{gid\_t getgid(void)} restituisce il \textit{real group ID} del
+ \funcdecl{uid\_t geteuid(void)} Restituisce l'\textsl{userid effettivo} del
processo corrente.
- \funcdecl{gid\_t getegid(void)} restituisce l'\textit{effective group ID} del
+ \funcdecl{gid\_t getgid(void)} Restituisce il \textsl{groupid reale} del
processo corrente.
+ \funcdecl{gid\_t getegid(void)} Restituisce il \textsl{groupid effettivo}
+ del processo corrente.
+
\bodydesc{Queste funzioni non riportano condizioni di errore.}
\end{functions}
per i quali erano richiesti, e a poterli eventualmente recuperare in caso
servano di nuovo.
-Questo in Linux viene fatto usando altri due gruppi di identificatori, il
-\textit{saved} ed il \textit{filesystem}, analoghi ai precedenti. Il primo
-gruppo è lo stesso usato in SVr4, e previsto dallo standard POSIX quando è
-definita la costante \macro{\_POSIX\_SAVED\_IDS}\footnote{in caso si abbia a
- cuore la portabilità del programma su altri unix è buona norma controllare
- sempre la disponibilità di queste funzioni controllando se questa costante è
- definita}, il secondo gruppo è specifico di Linux e viene usato per
+Questo in Linux viene fatto usando altri gli altri due gruppi di
+identificatori, il \textit{saved} ed il \textit{filesystem}. Il primo gruppo è
+lo stesso usato in SVr4, e previsto dallo standard POSIX quando è definita la
+costante \macro{\_POSIX\_SAVED\_IDS},\footnote{in caso si abbia a cuore la
+ portabilità del programma su altri Unix è buona norma controllare sempre la
+ disponibilità di queste funzioni controllando se questa costante è
+ definita.} il secondo gruppo è specifico di Linux e viene usato per
migliorare la sicurezza con NFS.
-Il \textit{saved user id} e il \textit{saved group id} sono copie
-dell'\textit{effective user id} e dell'\textit{effective group id} del
-processo padre, e vengono settati dalla funzione \func{exec} all'avvio del
-processo, come copie dell'\textit{effective user id} e dell'\textit{effective
- group id} dopo che questo sono stati settati tenendo conto di eventuali
-\acr{suid} o \acr{sgid}. Essi quindi consentono di tenere traccia di quale
-fossero utente e gruppo effettivi all'inizio dell'esecuzione di un nuovo
-programma.
-
-Il \textit{filesystem user id} e il \textit{filesystem group id} sono una
-estensione introdotta in Linux per rendere più sicuro l'uso di NFS (torneremo
-sull'argomento in \secref{sec:proc_setfsuid}). Essi sono una replica dei
-corrispondenti \textit{effective id}, ai quali si sostituiscono per tutte le
-operazioni di verifica dei permessi relativi ai file (trattate in
-\secref{sec:file_perm_overview}). Ogni cambiamento effettuato sugli
-\textit{effective id} viene automaticamente riportato su di essi, per cui in
-condizioni normali se ne può tranquillamente ignorare l'esistenza, in quanto
-saranno del tutto equivalenti ai precedenti.
-
-Uno specchietto riassuntivo, contenente l'elenco completo degli identificatori
-di utente e gruppo associati dal kernel ad ogni processo, è riportato in
-\tabref{tab:proc_uid_gid}.
+L'\textsl{userid salvato} ed il \textsl{groupid salvato} sono copie
+dell'\textsl{userid effettivo} e del \textsl{groupid effettivo} del processo
+padre, e vengono impostati dalla funzione \func{exec} all'avvio del processo,
+come copie dell'\textsl{userid effettivo} e del \textsl{groupid effettivo}
+dopo che questo sono stati impostati tenendo conto di eventuali \acr{suid} o
+\acr{sgid}. Essi quindi consentono di tenere traccia di quale fossero utente
+e gruppo effettivi all'inizio dell'esecuzione di un nuovo programma.
+
+L'\textsl{userid di filesystem} e il \textsl{groupid di filesystem} sono
+un'estensione introdotta in Linux per rendere più sicuro l'uso di NFS
+(torneremo sull'argomento in \secref{sec:proc_setfsuid}). Essi sono una
+replica dei corrispondenti identificatori del gruppo \textit{effective}, ai
+quali si sostituiscono per tutte le operazioni di verifica dei permessi
+relativi ai file (trattate in \secref{sec:file_perm_overview}). Ogni
+cambiamento effettuato sugli identificatori effettivi viene automaticamente
+riportato su di essi, per cui in condizioni normali si può tranquillamente
+ignorarne l'esistenza, in quanto saranno del tutto equivalenti ai precedenti.
\subsection{Le funzioni \func{setuid} e \func{setgid}}
Le due funzioni che vengono usate per cambiare identità (cioè utente e gruppo
di appartenenza) ad un processo sono rispettivamente \func{setuid} e
-\func{setgid}; come accennato in \secref{sec:proc_user_group} in Linux esse
-seguono la semantica POSIX che prevede l'esistenza di \textit{saved user id} e
-\textit{saved group id}; i loro prototipi sono:
+\func{setgid}; come accennato in \secref{sec:proc_access_id} in Linux esse
+seguono la semantica POSIX che prevede l'esistenza dell'\textit{userid
+ salvato} e del \textit{groupid salvato}; i loro prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}
-\funcdecl{int setuid(uid\_t uid)} setta l'\textit{user ID} del processo
+\funcdecl{int setuid(uid\_t uid)} Imposta l'\textsl{userid} del processo
corrente.
-\funcdecl{int setgid(gid\_t gid)} setta il \textit{group ID} del processo
+\funcdecl{int setgid(gid\_t gid)} Imposta il \textsl{groupid} del processo
corrente.
\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
Il funzionamento di queste due funzioni è analogo, per cui considereremo solo
la prima; la seconda si comporta esattamente allo stesso modo facendo
-riferimento al \textit{group id} invece che all'\textit{user id}. Gli
-eventuali \textit{supplementary group id} non vengono modificati da nessuna
-delle funzioni che tratteremo in questa sezione.
-
+riferimento al \textsl{groupid} invece che all'\textsl{userid}. Gli
+eventuali \textsl{groupid supplementari} non vengono modificati.
L'effetto della chiamata è diverso a seconda dei privilegi del processo; se
-l'\textit{effective user id} è zero (cioè è quello dell'amministratore di
-sistema) allora tutti gli identificatori (\textit{real}, \textit{effective}
-e \textit{saved}) vengono settati al valore specificato da \var{uid},
-altrimenti viene settato solo l'\textit{effective user id}, e soltanto se il
-valore specificato corrisponde o al \textit{real user id} o al \textit{saved
- user id}. Negli altri casi viene segnalato un errore (con \macro{EPERM}).
+l'\textsl{userid effettivo} è zero (cioè è quello dell'amministratore di
+sistema) allora tutti gli identificatori (\textit{real}, \textit{effective} e
+\textit{saved}) vengono impostati al valore specificato da \var{uid},
+altrimenti viene impostato solo l'\textsl{userid effettivo}, e soltanto se il
+valore specificato corrisponde o all'\textsl{userid reale} o
+all'\textsl{userid salvato}. Negli altri casi viene segnalato un errore (con
+\macro{EPERM}).
Come accennato l'uso principale di queste funzioni è quello di poter
-consentire ad un programma con i bit \acr{suid} o \acr{sgid} settati di
-riportare l'\textit{effective user id} a quello dell'utente che ha lanciato il
-programma, effettuare il lavoro che non necessita di privilegi aggiuntivi, ed
-eventualmente tornare indietro.
+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 dell'uso di queste funzioni prediamo quello con cui
+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} settato.
+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
+Quando uno di questi programmi (ad esempio \cmd{xterm}) viene lanciato, la
situazione degli identificatori è la seguente:
\begin{eqnarray*}
\label{eq:1}
- \textit{real group id} &=& \textrm{\acr{gid} (del chiamante)} \\
- \textit{effective group id} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
- \textit{saved group id} &=& \textrm{\acr{utmp}}
+ \textsl{groupid reale} &=& \textrm{\acr{gid} (del chiamante)} \\
+ \textsl{groupid effettivo} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
+ \textsl{groupid salvato} &=& \textrm{\acr{utmp}}
\end{eqnarray*}
-in questo modo, dato che l'\textit{effective group id} è quello giusto, il
-programma può accedere a \file{/var/log/utmp} in scrittura ed aggiornarlo, a
-questo punto il programma può eseguire una \func{setgid(getgid())} per settare
-l'\textit{effective group id} a quello dell'utente (e dato che il \textit{real
- group id} corrisponde la funzione avrà successo), in questo modo non sarà
-possibile lanciare dal terminale programmi che modificano detto file, in tal
-caso infatti la situazione degli identificatori sarebbe:
+in questo modo, dato che il \textsl{groupid effettivo} è quello giusto, il
+programma può accedere a \file{/var/log/utmp} in scrittura ed aggiornarlo. A
+questo punto il programma può eseguire una \code{setgid(getgid())} per
+impostare il \textsl{groupid effettivo} a quello dell'utente (e dato che il
+\textsl{groupid reale} corrisponde la funzione avrà successo), in questo modo
+non sarà possibile lanciare dal terminale programmi che modificano detto file,
+in tal caso infatti la situazione degli identificatori sarebbe:
\begin{eqnarray*}
\label{eq:2}
- \textit{real group id} &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)} \\
- \textit{effective group id} &=& \textrm{\acr{gid}} \\
- \textit{saved group id} &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
+ \textsl{groupid reale} &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)} \\
+ \textsl{groupid effettivo} &=& \textrm{\acr{gid}} \\
+ \textsl{groupid salvato} &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
\end{eqnarray*}
e ogni processo lanciato dal terminale avrebbe comunque \acr{gid} come
-\textit{effective group id}. All'uscita dal terminale, per poter di nuovo
+\textsl{groupid effettivo}. All'uscita dal terminale, per poter di nuovo
aggiornare lo stato di \file{/var/log/utmp} il programma eseguirà una
-\func{setgid(utmp)} (dove \var{utmp} è il valore numerico associato al gruppo
-\acr{utmp}, ottenuto ad esempio con una \func{getegid}), dato che in questo
-caso il valore richiesto corrisponde al \textit{saved group id} la funzione
-avrà successo e riporterà la situazione a:
+\code{setgid(utmp)} (dove \var{utmp} è il valore numerico associato al gruppo
+\acr{utmp}, ottenuto ad esempio con una precedente \func{getegid}), dato che
+in questo caso il valore richiesto corrisponde al \textsl{groupid salvato} la
+funzione avrà successo e riporterà la situazione a:
\begin{eqnarray*}
\label{eq:3}
- \textit{real group id} &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)} \\
- \textit{effective group id} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
- \textit{saved group id} &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
+ \textsl{groupid reale} &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)} \\
+ \textsl{groupid effettivo} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
+ \textsl{groupid salvato} &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
\end{eqnarray*}
consentendo l'accesso a \file{/var/log/utmp}.
rendendo impossibile riguadagnare i privilegi di amministratore. Questo
comportamento è corretto per l'uso che ne fa \cmd{login} una volta che crea
una nuova shell per l'utente; ma quando si vuole cambiare soltanto
-l'\textit{effective user id} del processo per cedere i privilegi occorre
+l'\textsl{userid effettivo} del processo per cedere i privilegi occorre
ricorrere ad altre funzioni (si veda ad esempio \secref{sec:proc_seteuid}).
\subsection{Le funzioni \func{setreuid} e \func{setresuid}}
\label{sec:proc_setreuid}
-Queste due funzioni derivano da BSD che non supportando\footnote{almeno fino
- alla versione 4.3+BSD TODO, verificare e aggiornare la nota} i \textit{saved
- id} le usava per poter scambiare fra di loro effective e real id. I
-prototipi sono:
+Queste due funzioni derivano da BSD che, non supportando\footnote{almeno fino
+ alla versione 4.3+BSD TODO, FIXME verificare e aggiornare la nota.} gli
+identificatori del gruppo \textit{saved}, le usa per poter scambiare fra di
+loro \textit{effective} e \textit{real}. I loro prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}
-\funcdecl{int setreuid(uid\_t ruid, uid\_t euid)} setta il \textit{real user
- ID} e l'\textit{effective user ID} del processo corrente ai valori
+\funcdecl{int setreuid(uid\_t ruid, uid\_t euid)} Imposta l'\textsl{userid
+ reale} e l'\textsl{userid effettivo} del processo corrente ai valori
specificati da \var{ruid} e \var{euid}.
-\funcdecl{int setregid(gid\_t rgid, gid\_t egid)} setta il \textit{real group
- ID} e l'\textit{effective group ID} del processo corrente ai valori
+\funcdecl{int setregid(gid\_t rgid, gid\_t egid)} Imposta il \textsl{groupid
+ reale} ed il \textsl{groupid effettivo} del processo corrente ai valori
specificati da \var{rgid} e \var{egid}.
\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
di fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EPERM}.}
\end{functions}
-I processi non privilegiati possono settare i \textit{real id} soltanto ai
-valori dei loro \textit{effective id} o \textit{real id} e gli
-\textit{effective id} ai valori dei loro \textit{real id}, \textit{effective
- id} o \textit{saved id}; valori diversi comportano il fallimento della
-chiamata; l'amministratore invece può specificare un valore qualunque.
-Specificando un valore di -1 l'identificatore corrispondente viene lasciato
-inalterato.
+La due funzioni sono analoghe ed il loro comportamento è identico; quanto
+detto per la prima prima riguardo l'userid, si applica immediatamente alla
+seconda per il groupid. I processi non privilegiati possono impostare solo i
+valori del loro userid effettivo o reale; valori diversi comportano il
+fallimento della chiamata; l'amministratore invece può specificare un valore
+qualunque. Specificando un argomento di valore -1 l'identificatore
+corrispondente verrà lasciato inalterato.
-Con queste funzione si possono scambiare fra loro \textit{real id} e
-\textit{effective id}, e pertanto è possibile implementare un comportamento
-simile a quello visto in precedenza per \func{setgid}, cedendo i privilegi con
-un primo scambio, e recuperandoli, eseguito il lavoro non privilegiato, con un
-secondo scambio.
+Con queste funzione si possono scambiare fra loro gli userid reale e
+effettivo, e pertanto è possibile implementare un comportamento simile a
+quello visto in precedenza per \func{setgid}, cedendo i privilegi con un primo
+scambio, e recuperandoli, eseguito il lavoro non privilegiato, con un secondo
+scambio.
In questo caso però occorre porre molta attenzione quando si creano nuovi
processi nella fase intermedia in cui si sono scambiati gli identificatori, in
-questo caso infatti essi avranno un \textit{real id} privilegiato, che dovrà
+questo caso infatti essi avranno un userid reale privilegiato, che dovrà
essere esplicitamente eliminato prima di porre in esecuzione un nuovo
-programma (occorrerà cioè eseguire un'altra chiamata dopo la \func{fork}, e
-prima della \func{exec} per uniformare i \textit{real id} agli
-\textit{effective id}) in caso contrario quest'ultimo potrebbe a sua volta
-effettuare uno scambio e riottenere privilegi non previsti.
+programma (occorrerà cioè eseguire un'altra chiamata dopo la \func{fork} e
+prima della \func{exec} per uniformare l'userid reale a quello effettivo) in
+caso contrario il nuovo programma potrebbe a sua volta effettuare uno scambio
+e riottenere privilegi non previsti.
Lo stesso problema di propagazione dei privilegi ad eventuali processi figli
-si porrebbe per i \textit{saved id}. Queste funzioni derivano da
-un'implementazione che non ne prevede la presenza, e quindi non è possibile
-usarle per correggere la situazione come nel caso precedente, per questo
-motivo tutte le volte che uno degli identificatori viene modificato ad un
-valore diverso dal precedente \textit{real id}, il \textit{saved id} viene
-sempre settato al valore dell'\textit{effective id}.
+si pone per l'userid salvato: questa funzione deriva da un'implementazione che
+non ne prevede la presenza, e quindi non è possibile usarla per correggere la
+situazione come nel caso precedente. Per questo motivo in Linux tutte le volte
+che si imposta un qualunque valore diverso da quello dall'userid reale
+corrente, l'userid salvato viene automaticamente uniformato al valore
+dell'userid effettivo.
+
+
+\subsection{Le funzioni \func{seteuid} e \func{setegid}}
+\label{sec:proc_seteuid}
+
+Queste funzioni sono un'estensione allo standard POSIX.1 (ma sono comunque
+supportate dalla maggior parte degli Unix) e vengono usate per cambiare gli
+identificatori del gruppo \textit{effective}; i loro prototipi sono:
+\begin{functions}
+\headdecl{unistd.h}
+\headdecl{sys/types.h}
+
+\funcdecl{int seteuid(uid\_t uid)} Imposta l'userid effettivo del processo
+corrente a \var{uid}.
+\funcdecl{int setegid(gid\_t gid)} Imposta il groupid effettivo del processo
+corrente a \var{gid}.
+
+\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
+ di fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EPERM}.}
+\end{functions}
+
+Come per le precedenti le due funzioni sono identiche, per cui tratteremo solo
+la prima. Gli utenti normali possono impostare l'userid effettivo solo al
+valore dell'userid reale o dell'userid salvato, l'amministratore può
+specificare qualunque valore. Queste funzioni sono usate per permettere
+all'amministratore di impostare solo l'userid effettivo, dato che l'uso
+normale di \func{setuid} comporta l'impostazione di tutti gli identificatori.
+
\subsection{Le funzioni \func{setresuid} e \func{setresgid}}
\label{sec:proc_setresuid}
-Queste due funzioni sono una estensione introdotta in Linux dal kernel 2.1.44,
+Queste due funzioni sono un'estensione introdotta in Linux dal kernel 2.1.44,
e permettono un completo controllo su tutti gli identificatori (\textit{real},
\textit{effective} e \textit{saved}), i prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}
-\funcdecl{int setresuid(uid\_t ruid, uid\_t euid, uid\_t suid)} setta il
-\textit{real user ID}, l'\textit{effective user ID} e il \textit{saved user
- ID} del processo corrente ai valori specificati rispettivamente da
-\var{ruid}, \var{euid} e \var{suid}.
+\funcdecl{int setresuid(uid\_t ruid, uid\_t euid, uid\_t suid)} Imposta
+l'userid reale, l'userid effettivo e l'userid salvato del processo corrente
+ai valori specificati rispettivamente da \var{ruid}, \var{euid} e \var{suid}.
-\funcdecl{int setresgid(gid\_t rgid, gid\_t egid, gid\_t sgid)} setta il
-\textit{real group ID}, l'\textit{effective group ID} e il \textit{saved group
- ID} del processo corrente ai valori specificati rispettivamente da
-\var{rgid}, \var{egid} e \var{sgid}.
+\funcdecl{int setresgid(gid\_t rgid, gid\_t egid, gid\_t sgid)} Imposta il
+groupid reale, il groupid effettivo ed il groupid salvato del processo
+corrente ai valori specificati rispettivamente da \var{rgid}, \var{egid} e
+\var{sgid}.
\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
di fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EPERM}.}
\end{functions}
-I processi non privilegiati possono cambiare uno qualunque degli
-identificatori usando uno qualunque dei valori correnti di \textit{real id},
-\textit{effective id} o \textit{saved id}, l'amministratore può specificare i
-valori che vuole; un valore di -1 per un qualunque parametro lascia inalterato
-l'identificatore corrispondente.
+Le due funzioni sono identiche, quanto detto per la prima riguardo gli userid
+si applica alla seconda per i groupid. I processi non privilegiati possono
+cambiare uno qualunque degli userid solo ad un valore corripondente o
+all'userid reale, o a quello effettivo o a quello salvato, l'amministratore
+può specificare i valori che vuole; un valore di -1 per un qualunque parametro
+lascia inalterato l'identificatore corrispondente.
-
-
-\subsection{Le funzioni \func{seteuid} e \func{setegid}}
-\label{sec:proc_seteuid}
-
-Queste funzioni sono un'estensione allo standard POSIX.1 (ma sono comunque
-supportate dalla maggior parte degli unix) e usate per cambiare gli
-\textit{effective id}; i loro prototipi sono:
+Per queste funzioni esistono anche due controparti che permettono di leggere
+in blocco i vari identificatori: \func{getresuid} e \func{getresgid}; i loro
+prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}
-\funcdecl{int seteuid(uid\_t uid)} setta l'\textit{effective user ID} del
-processo corrente a \var{uid}.
-
-\funcdecl{int setegid(gid\_t gid)} setta l'\textit{effective group ID} del
-processo corrente a \var{gid}.
+\funcdecl{int getresuid(uid\_t *ruid, uid\_t *euid, uid\_t *suid)} Legge
+l'userid reale, l'userid effettivo e l'userid salvato del processo corrente.
+
+\funcdecl{int getresgid(gid\_t *rgid, gid\_t *egid, gid\_t *sgid)} Legge il
+groupid reale, il groupid effettivo e il groupid salvato del processo
+corrente.
-\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
- di fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EPERM}.}
+\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso di
+ fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EFAULT} se gli indirizzi delle
+ variabili di ritorno non sono validi.}
\end{functions}
-Gli utenti normali possono settare l'\textit{effective id} solo al valore del
-\textit{real id} o del \textit{saved id}, l'amministratore può specificare
-qualunque valore. Queste funzioni sono usate per permettere a root di settare
-solo l'\textit{effective id}, dato che l'uso normale di \func{setuid} comporta
-il settaggio di tutti gli identificatori.
-
+Anche queste funzioni sono un'estensione specifica di Linux, e non richiedono
+nessun privilegio. I valori sono restituiti negli argomenti, che vanno
+specificati come puntatori (è un'altro esempio di \textit{value result
+ argument}). Si noti che queste funzioni sono le uniche in grado di leggere
+gli identificatori del gruppo \textit{saved}.
+
\subsection{Le funzioni \func{setfsuid} e \func{setfsgid}}
\label{sec:proc_setfsuid}
-Queste funzioni sono usate per settare gli identificatori usati da Linux per
-il controllo dell'accesso ai file. Come già accennato in
-\secref{sec:proc_user_group} in Linux è definito questo ulteriore gruppo di
-identificatori, che di norma sono assolutamente equivalenti agli
-\textit{effective id}, dato che ogni cambiamento di questi ultimi viene
-immediatamente riportato sui \textit{filesystem id}.
-
-C'è un solo caso in cui si ha necessità di introdurre una differenza fra
-\textit{effective id} e \textit{filesystem id}, ed è per ovviare ad un
-problema di sicurezza che si presenta quando si deve implementare un server
-NFS. Il server NFS infatti deve poter cambiare l'identificatore con cui accede
-ai file per assumere l'identità del singolo utente remoto, ma se questo viene
-fatto cambiando l'\textit{effective id} o il \textit{real id} il server si
-espone alla ricezione di eventuali segnali ostili da parte dell'utente di cui
-ha temporaneamente assunto l'identità. Cambiando solo il \textit{filesystem
- id} si ottengono i privilegi necessari per accedere ai file, mantenendo
-quelli originari per quanto riguarda tutti gli altri controlli di accesso.
+Queste funzioni sono usate per impostare gli identificatori del gruppo
+\textit{filesystem} che usati da Linux per il controllo dell'accesso ai file.
+Come già accennato in \secref{sec:proc_access_id} Linux definisce questo
+ulteriore gruppo di identificatori, che di norma sono assolutamente
+equivalenti a quelli del gruppo \textit{effective}, dato che ogni cambiamento
+di questi ultimi viene immediatamente riportato su di essi.
+
+C'è un solo caso in cui si ha necessità di introdurre una differenza fra gli
+identificatori dei gruppi \textit{effective} e \textit{filesystem}, ed è per
+ovviare ad un problema di sicurezza che si presenta quando si deve
+implementare un server NFS. Il server NFS infatti deve poter cambiare
+l'identificatore con cui accede ai file per assumere l'identità del singolo
+utente remoto, ma se questo viene fatto cambiando l'userid effettivo o
+l'userid reale il server si espone alla ricezione di eventuali segnali ostili
+da parte dell'utente di cui ha temporaneamente assunto l'identità. Cambiando
+solo l'userid di filesystem si ottengono i privilegi necessari per accedere ai
+file, mantenendo quelli originari per quanto riguarda tutti gli altri
+controlli di accesso, così che l'utente non possa inviare segnali al server
+NFS.
Le due funzioni usate per cambiare questi identificatori sono \func{setfsuid}
e \func{setfsgid}, ovviamente sono specifiche di Linux e non devono essere
\begin{functions}
\headdecl{sys/fsuid.h}
-\funcdecl{int setfsuid(uid\_t fsuid)} setta il \textit{filesystem user ID} del
+\funcdecl{int setfsuid(uid\_t fsuid)} Imposta l'userid di filesystem del
processo corrente a \var{fsuid}.
-\funcdecl{int setfsgid(gid\_t fsgid)} setta l'\textit{filesystem group ID} del
+\funcdecl{int setfsgid(gid\_t fsgid)} Imposta il groupid di filesystem del
processo corrente a \var{fsgid}.
\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
di fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EPERM}.}
\end{functions}
+\noindent queste funzioni hanno successo solo se il processo chiamante ha i
+privilegi di amministratore o, per gli altri utenti, se il valore specificato
+coincide con uno dei di quelli del gruppo \textit{real}, \textit{effective} o
+\textit{saved}.
+
+
+\subsection{Le funzioni \func{setgroups} e \func{getgroups}}
+\label{sec:proc_setgroups}
+
+Le ultime funzioni che esamineremo sono quelle che permettono di operare sui
+gruppi supplementari. Ogni processo può avere fino a \macro{NGROUPS\_MAX}
+gruppi supplementari in aggiunta al gruppo primario, questi vengono ereditati
+dal processo padre e possono essere cambiati con queste funzioni.
+
+La funzione che permette di leggere i gruppi supplementari è \func{getgroups};
+questa funzione è definita nello standard POSIX ed il suo prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/types.h}
+ \headdecl{unistd.h}
+
+ \funcdecl{int getgroups(int size, gid\_t list[])} Legge gli identificatori
+ dei gruppi supplementari del processo sul vettore \param{list} di dimensione
+ \param{size}.
+
+ \bodydesc{La funzione restituisce il numero di gruppi letti in caso di
+ successo e -1 in caso di fallimento, nel qual caso \var{errno} assumerà
+ i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
+ \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{size} è diverso da zero ma
+ minore del numero di gruppi supplementari del processo.
+ \end{errlist}}
+\end{functions}
+\noindent non è specificato se la funzione inserisca o meno nella lista
+il groupid effettivo del processo. Se si specifica un valore di \param{size}
+uguale a 0 \param{list} non viene modificato, ma si ottiene il numero di
+gruppi supplementari.
+
+Una seconda funzione, \func{getgrouplist}, può invece essere usata per
+ottenere tutti i gruppi a cui appartiene un utente; il suo prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/types.h}
+ \headdecl{grp.h}
+
+ \funcdecl{int getgrouplist(const char *user, gid\_t group, gid\_t *groups,
+ int *ngroups)} Legge i gruppi supplementari dell'utente \param{user}.
+
+ \bodydesc{La funzione legge fino ad un massimo di \param{ngroups} valori,
+ restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di fallimento.}
+\end{functions}
+\noindent la funzione esegue una scansione del database dei gruppi (si veda
+\secref{sec:sys_user_group}) e ritorna in \param{groups} la lista di quelli a
+cui l'utente appartiene. Si noti che \param{ngroups} è passato come puntatore
+perché qualora il valore specificato sia troppo piccolo la funzione ritorna
+-1, passando indietro il numero dei gruppi trovati.
+
+Per impostare i gruppi supplementari di un processo ci sono due funzioni, che
+possono essere usate solo se si hanno i privilegi di amministratore. La prima
+delle due è \func{setgroups}, ed il suo prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/types.h}
+ \headdecl{grp.h}
+
+ \funcdecl{int setgroups(size\_t size, gid\_t *list)} Imposta i gruppi
+ supplementari del processo ai valori specificati in \param{list}.
+
+ \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
+ fallimento, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
+ \item[\macro{EPERM}] il processo non ha i privilegi di amministratore.
+ \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{size} è maggiore del valore
+ massimo (\macro{NGROUPS}, che per Linux è 32).
+ \end{errlist}}
+\end{functions}
-Queste funzioni hanno successo solo se il processo chiamante ha i privilegi di
-amministratore o, per gli altri utenti, se il valore specificato coincide con
-uno dei \textit{real}, \textit{effective} o \textit{saved id}.
+Se invece si vogliono impostare i gruppi supplementari del processo a quelli di
+un utente specifico, si può usare \func{initgroups} il cui prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/types.h}
+ \headdecl{grp.h}
+
+ \funcdecl{int initgroups(const char *user, gid\_t group)} Imposta i gruppi
+ supplementari del processo a quelli di cui è membro l'utente \param{user},
+ aggiungendo il gruppo addizionale \param{group}.
+
+ \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
+ fallimento, nel qual caso \var{errno} assumerà gli stessi valori di
+ \func{setgroups} più \macro{ENOMEM} quando non c'è memoria sufficiente per
+ allocare lo spazio per informazioni dei gruppi.}
+\end{functions}
+
+La funzione esegue la scansione del database dei gruppi (usualmente
+\file{/etc/groups}) cercando i gruppi di cui è membro \param{user} e
+costruendo una lista di gruppi supplementari a cui aggiunge \param{group}, che
+poi imposta usando \func{setgroups}.
+Si tenga presente che sia \func{setgroups} che \func{initgroups} non sono
+definite nello standard POSIX.1 e che pertanto non è possibile utilizzarle
+quando si definisce \macro{\_POSIX\_SOURCE} o si compila con il flag
+\cmd{-ansi}.
+
+
+\section{La gestione della priorità di esecuzione}
+\label{sec:proc_priority}
+
+In questa sezione tratteremo più approfonditamente i meccanismi con il quale
+lo \textit{scheduler}\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}}
+\label{sec:proc_sched}
+
+La scelta di un meccanismo che sia in grado di distribuire in maniera efficace
+il tempo di CPU per l'esecuzione dei processi è sempre una questione delicata,
+ed oggetto di numerose ricerche; in generale essa dipende in maniera
+essenziale anche dal tipo di utilizzo che deve essere fatto del sistema, per
+cui non esiste un meccanismo che sia valido per tutti gli usi.
+
+La caratteristica specifica di un sistema multitasking come Linux è quella del
+cosiddetto \textit{prehemptive multitasking}: questo significa che al
+contrario di altri sistemi (che usano invece il cosiddetto \textit{cooperative
+ multitasking}) non sono i singoli processi, ma il kernel stesso a decidere
+quando la CPU deve essere passata ad un altro processo. Come accennato in
+\secref{sec:proc_hierarchy} questa scelta viene eseguita da una sezione
+apposita del kernel, lo \textit{scheduler}\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
+utilizzare.\footnote{nei processori moderni la presenza di ampie cache può
+ rendere poco efficiente trasferire l'esecuzione di un processo da una CPU ad
+ un'altra, per cui effettuare la migliore scelta fra le diverse CPU non è
+ banale.} Tutto questo comunque appartiene alle sottigliezze
+dell'implementazione del kernel; dal punto di vista dei programmi che girano
+in user space, anche quando si hanno più processori (e dei processi che sono
+eseguiti davvero in contemporanea), le politiche di scheduling riguardano
+semplicemente l'allocazione della risorsa \textsl{tempo di esecuzione}, la cui
+assegnazione sarà governata dai meccanismi di scelta delle priorità che
+restano gli stessi indipendentemente dal numero di processori.
+
+Si tenga conto poi che i processi non devono solo eseguire del codice: ad
+esempio molto spesso saranno impegnati in operazioni di I/O, o potranno
+venire bloccati da un comando dal terminale, o sospesi per un certo periodo di
+tempo. In tutti questi casi la CPU diventa disponibile ed è compito dello
+kernel provvedere a mettere in esecuzione un altro processo.
+
+Tutte queste possibilità sono caratterizzate da un diverso \textsl{stato} del
+processo, in Linux un processo può trovarsi in uno degli stati riportati in
+\tabref{tab:proc_proc_states}; ma soltanto i processi che sono nello stato
+\textit{runnable} concorrono per l'esecuzione. Questo vuol dire che, qualunque
+sia la sua priorità, un processo non potrà mai essere messo in esecuzione
+fintanto che esso si trova in uno qualunque degli altri stati.
+
+\begin{table}[htb]
+ \footnotesize
+ \centering
+ \begin{tabular}[c]{|p{2.8cm}|c|p{10cm}|}
+ \hline
+ \textbf{Stato} & \texttt{STAT} & \textbf{Descrizione} \\
+ \hline
+ \hline
+ \textbf{Runnable} & \texttt{R} & Il processo è in esecuzione o è pronto ad
+ essere eseguito (cioè è in attesa che gli venga assegnata la CPU). \\
+ \textbf{Sleep} & \texttt{S} & Il processo processo è in attesa di un
+ risposta dal sistema, ma può essere interrotto da un segnale. \\
+ \textbf{Uninterrutible Sleep} & \texttt{D} & Il processo è in
+ attesa di un risposta dal sistema (in genere per I/O), e non può essere
+ interrotto in nessuna circostanza. \\
+ \textbf{Stopped} & \texttt{T} & Il processo è stato fermato con un
+ \macro{SIGSTOP}, o è tracciato.\\
+ \textbf{Zombie} & \texttt{Z} & Il processo è terminato ma il suo stato di
+ terminazione non è ancora stato letto dal padre. \\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Elenco dei possibili stati di un processo in Linux, nella colonna
+ \texttt{STAT} si è riportata la corrispondente lettera usata dal comando
+ \cmd{ps} nell'omonimo campo.}
+ \label{tab:proc_proc_states}
+\end{table}
+
+Si deve quindi tenere presente che l'utilizzo della CPU è soltanto una delle
+risorse che sono necessarie per l'esecuzione di un programma, e a seconda
+dello scopo del programma non è detto neanche che sia la più importante (molti
+programmi dipendono in maniera molto più critica dall'I/O). Per questo motivo
+non è affatto detto che dare ad un programma la massima priorità di esecuzione
+abbia risultati significativi in termini di prestazioni.
+
+Il meccanismo tradizionale di scheduling di Unix (che tratteremo in
+\secref{sec:proc_sched_stand}) è sempre stato basato su delle \textsl{priorità
+ dinamiche}, in modo da assicurare che tutti i processi, anche i meno
+importanti, possano ricevere un po' di tempo di CPU. In sostanza quando un
+processo ottiene la CPU la sua priorità viene diminuita. In questo modo alla
+fine, anche un processo con priorità iniziale molto bassa, finisce per avere
+una priorità sufficiente per essere eseguito.
+
+Lo standard POSIX.1b però ha introdotto il concetto di \textsl{priorità
+ assoluta}, (chiamata anche \textsl{priorità statica}, in contrapposizione
+alla normale priorità dinamica), per tenere conto dei sistemi
+real-time,\footnote{per sistema real-time si intende un sistema in grado di
+ eseguire operazioni in un tempo ben determinato; in genere si tende a
+ distinguere fra l'\textit{hard real-time} in cui è necessario che i tempi di
+ esecuzione di un programma siano determinabili con certezza assoluta (come
+ nel caso di meccanismi di controllo di macchine, dove uno sforamento dei
+ tempi avrebbe conseguenze disastrose), e \textit{soft-real-time} in cui un
+ occasionale sforamento è ritenuto accettabile.} in cui è vitale che i
+processi che devono essere eseguiti in un determinato momento non debbano
+aspettare la conclusione di altri che non hanno questa necessità.
+
+Il concetto di priorità assoluta dice che quando due processi si contendono
+l'esecuzione, vince sempre quello con la priorità assoluta più alta, anche
+quando l'altro è in esecuzione (grazie al \textit{prehemptive scheduling}).
+Ovviamente questo avviene solo per i processi che sono pronti per essere
+eseguiti (cioè nello stato \textit{runnable}). La priorità assoluta viene in
+genere indicata con un numero intero, ed un valore più alto comporta una
+priorità maggiore. Su questa politica di scheduling torneremo in
+\secref{sec:proc_real_time}.
+
+In generale quello che succede in tutti gli Unix moderni è che ai processi
+normali viene sempre data una priorità assoluta pari a zero, e la decisione di
+assegnazione della CPU è fatta solo con il meccanismo tradizionale della
+priorità dinamica. In Linux tuttavia è possibile assegnare anche una priorità
+assoluta, nel qual caso un processo avrà la precedenza su tutti gli altri di
+priorità inferiore, che saranno eseguiti solo quando quest'ultimo non avrà
+bisogno della CPU.
+
+
+\subsection{Il meccanismo di \textit{scheduling} standard}
+\label{sec:proc_sched_stand}
+
+A meno che non si abbiano esigenze specifiche, l'unico meccanismo di
+scheduling con il quale si avrà a che fare è quello tradizionale, che prevede
+solo priorità dinamiche. È di questo che, di norma, ci si dovrà preoccupare
+nella programmazione.
+
+Come accennato in Linux tutti i processi ordinari hanno la stessa priorità
+assoluta. Quello che determina quale, fra tutti i processi in attesa di
+esecuzione, sarà eseguito per primo, è la priorità dinamica, che è chiamata
+così proprio perché varia nel corso dell'esecuzione di un processo. Oltre a
+questo la priorità dinamica determina quanto a lungo un processo continuerà ad
+essere eseguito, e quando un processo potrà subentrare ad un altro
+nell'esecuzione.
+
+Il meccanismo usato da Linux è piuttosto semplice, ad ogni processo è
+assegnata una \textit{time-slice}, cioè in intervallo di tempo (letteralmente
+una fetta) per il quale esso deve essere eseguito. Il valore della
+\textit{time-slice} è controllato dalla cosiddetta \textit{nice} (o
+\textit{niceness}) del processo. Essa è contenuta nel campo \var{nice} di
+\var{task\_struct}; tutti i processi vengono creati con lo stesso valore, ed
+essa specifica il valore della durata iniziale della \textit{time-slice} che
+viene assegnato ad un altro campo della struttura (\var{counter}) quando il
+processo viene eseguito per la prima volta e diminuito progressivamente ad
+ogni interruzione del timer.
+
+Quando lo scheduler\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
+meccanismo appena descritto infatti un valore più lungo infatti assicura una
+maggiore attribuzione di CPU. L'origine del nome di questo parametro sta nel
+fatto che in genere esso viene generalmente usato per diminuire la priorità di
+un processo, come misura di cortesia nei confronti degli altri.
+I processi infatti vengono creati dal sistema con lo stesso valore di
+\var{nice} (nullo) e nessuno è privilegiato rispetto agli altri; il valore può
+essere modificato solo attraverso la funzione \func{nice}, il cui prototipo è:
+\begin{prototype}{unistd.h}
+{int nice(int inc)}
+ Aumenta il valore di \var{nice} per il processo corrente.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna zero in caso di successo e -1 in caso di
+ errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{EPERM}] un processo senza i privilegi di amministratore ha
+ specificato un valore di \param{inc} negativo.
+ \end{errlist}}
+\end{prototype}
+
+L'argomento \param{inc} indica l'incremento del valore di \var{nice}:
+quest'ultimo può assumere valori compresi fra \macro{PRIO\_MIN} e
+\macro{PRIO\_MAX} (che nel caso di Linux sono $-19$ e $20$), ma per
+\param{inc} si può specificare un valore qualunque, positivo o negativo, ed il
+sistema provvederà a troncare il risultato nell'intervallo consentito. Valori
+positivi comportano maggiore \textit{cortesia} e cioè una diminuzione della
+priorità, ogni utente può solo innalzare il valore di un suo processo. Solo
+l'amministratore può specificare valori negativi che permettono di aumentare
+la priorità di un processo.
+
+In SUSv2 la funzione ritorna il nuovo valore di \var{nice}; Linux non segue
+questa convenzione, e per leggere il nuovo valore occorre invece usare la
+funzione \func{getpriority}, derivata da BSD, il cui prototipo è:
+\begin{prototype}{sys/resource.h}
+{int getpriority(int which, int who)}
+
+Restituisce il valore di \var{nice} per l'insieme dei processi specificati.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna la priorità in caso di successo e -1 in caso di
+ errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{ESRCH}] non c'è nessun processo che corrisponda ai valori di
+ \param{which} e \param{who}.
+ \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{which} non è valido.
+ \end{errlist}}
+\end{prototype}
+\noindent (in vecchie versioni può essere necessario includere anche
+\file{<sys/time.h>}, questo non è più necessario con versioni recenti delle
+librerie, ma è comunque utile per portabilità).
+
+La funzione permette di leggere la priorità di un processo, di un gruppo di
+processi (vedi \secref{sec:sess_proc_group}) o di un utente, a seconda del
+valore di \param{which}, secondo la legenda di \tabref{tab:proc_getpriority},
+specificando un corrispondente valore per \param{who}; un valore nullo di
+quest'ultimo indica il processo, il gruppo di processi o l'utente correnti.
+
+\begin{table}[htb]
+ \centering
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}[c]{|c|c|l|}
+ \hline
+ \param{which} & \param{who} & \textbf{Significato} \\
+ \hline
+ \hline
+ \macro{PRIO\_PROCESS} & \type{pid\_t} & processo \\
+ \macro{PRIO\_PRGR} & \type{pid\_t} & process group \\
+ \macro{PRIO\_USER} & \type{uid\_t} & utente \\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Legenda del valore dell'argomento \param{which} e del tipo
+ dell'argomento \param{who} delle funzioni \func{getpriority} e
+ \func{setpriority} per le tre possibili scelte.}
+ \label{tab:proc_getpriority}
+\end{table}
+
+La funzione restituisce la priorità più alta (cioè il valore più basso) fra
+quelle dei processi specificati; dato che -1 è un valore possibile, per poter
+rilevare una condizione di errore è necessario cancellare sempre \var{errno}
+prima della chiamata alla funzione, per verificare che essa resti uguale a
+zero.
+
+Analoga a \func{getpriority} la funzione \func{setpriority} permette di
+impostare la priorità di uno o più processi; il suo prototipo è:
+\begin{prototype}{sys/resource.h}
+{int setpriority(int which, int who, int prio)}
+ Imposta la priorità per l'insieme dei processi specificati.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna la priorità in caso di successo e -1 in caso di
+ errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{ESRCH}] non c'è nessun processo che corrisponda ai valori di
+ \param{which} e \param{who}.
+ \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{which} non è valido.
+ \item[\macro{EPERM}] un processo senza i privilegi di amministratore ha
+ specificato un valore di \param{inc} negativo.
+ \item[\macro{EACCESS}] un processo senza i privilegi di amministratore ha
+ cercato di modificare la priorità di un processo di un altro utente.
+ \end{errlist}}
+\end{prototype}
+
+La funzione imposta la priorità al valore specificato da \param{prio} per
+tutti i processi indicati dagli argomenti \param{which} e \param{who}. La
+gestione dei permessi dipende dalle varie implementazioni; in Linux, secondo
+le specifiche dello standard SUSv3, e come avviene per tutti i sistemi che
+derivano da SYSV, è richiesto che l'userid reale o effettivo del processo
+chiamante corrispondano al real user id (e solo quello) del processo di cui si
+vuole cambiare la priorità; per i sistemi derivati da BSD invece (SunOS,
+Ultrix, *BSD) la corrispondenza può essere anche con l'userid effettivo.
+
+
+
+\subsection{Il meccanismo di \textit{scheduling real-time}}
+\label{sec:proc_real_time}
+
+Come spiegato in \secref{sec:proc_sched} lo standard POSIX.1b ha introdotto le
+priorità assolute per permettere la gestione di processi real-time. In realtà
+nel caso di Linux non si tratta di un vero hard real-time, in quanto in
+presenza di eventuali interrupt il kernel interrompe l'esecuzione di un
+processo qualsiasi sia la sua priorità,\footnote{questo a meno che non si
+ siano installate le patch di RTLinux, 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 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
+l'ultimo problema può essere aggirato attraverso l'uso delle funzioni di
+controllo della memoria virtuale (vedi \secref{sec:proc_mem_lock}), il primo
+non è superabile e può comportare ritardi non prevedibili riguardo ai tempi di
+esecuzione di qualunque processo.
+
+In ogni caso occorre usare le priorità assolute con molta attenzione: se si dà
+ad un processo una priorità assoluta e questo finisce in un loop infinito,
+nessun altro processo potrà essere eseguito, ed esso sarà mantenuto in
+esecuzione permanentemente assorbendo tutta la CPU e senza nessuna possibilità
+di riottenere l'accesso al sistema. Per questo motivo è sempre opportuno,
+quando si lavora con processi che usano priorità assolute, tenere attiva una
+shell cui si sia assegnata la massima priorità assoluta, in modo da poter
+essere comunque in grado di rientrare nel sistema.
+
+Quando c'è un processo con priorità assoluta lo scheduler\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{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
+ordinarie) ed i relativi parametri è \func{sched\_setscheduler}; il suo
+prototipo è:
+\begin{prototype}{sched.h}
+{int sched\_setscheduler(pid\_t pid, int policy, const struct sched\_param *p)}
+ Imposta priorità e politica di scheduling per il processo \param{pid}.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna la priorità in caso di successo e -1 in caso di
+ errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
+ \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{policy} non esiste o il relativo
+ valore di \param{p} non è valido.
+ \item[\macro{EPERM}] il processo non ha i privilegi per attivare la
+ politica richiesta (vale solo per \macro{SCHED\_FIFO} e
+ \macro{SCHED\_RR}).
+ \end{errlist}}
+\end{prototype}
+
+La funzione esegue l'impostazione per il processo specificato; un valore nullo
+di \param{pid} esegue l'impostazione per il processo corrente, solo un
+processo con i privilegi di amministratore può impostare delle priorità
+assolute diverse da zero. La politica di scheduling è specificata
+dall'argomento \param{policy} i cui possibili valori sono riportati in
+\tabref{tab:proc_sched_policy}; un valore negativo per \param{policy} mantiene
+la politica di scheduling corrente.
+
+\begin{table}[htb]
+ \centering
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}[c]{|c|l|}
+ \hline
+ \textbf{Policy} & \textbf{Significato} \\
+ \hline
+ \hline
+ \macro{SCHED\_FIFO} & Scheduling real-time con politica \textit{FIFO} \\
+ \macro{SCHED\_RR} & Scheduling real-time con politica \textit{Round
+ Robin} \\
+ \macro{SCHED\_OTHER}& Scheduling ordinario\\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Valori dell'argomento \param{policy} per la funzione
+ \func{sched\_setscheduler}. }
+ \label{tab:proc_sched_policy}
+\end{table}
+
+Il valore della priorità è passato attraverso la struttura \var{sched\_param}
+(riportata in \figref{fig:sig_sched_param}), il cui solo campo attualmente
+definito è \var{sched\_priority}, che nel caso delle priorità assolute deve
+essere specificato nell'intervallo fra un valore massimo ed uno minimo, che
+nel caso sono rispettivamente 1 e 99 (il valore zero è legale, ma indica i
+processi normali).
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{15cm}
+ \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm]{}
+struct sched_param {
+ int sched_priority;
+};
+ \end{lstlisting}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{La struttura \var{sched\_param}.}
+ \label{fig:sig_sched_param}
+\end{figure}
+
+
+
+Lo standard POSIX.1b prevede comunque che i due valori della massima e minima
+priorità statica possano essere ottenuti, per ciascuna delle politiche di
+scheduling realtime, tramite le due funzioni \func{sched\_get\_priority\_max}
+e \func{sched\_get\_priority\_min}, i cui prototipi sono:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sched.h}
+
+ \funcdecl{int sched\_get\_priority\_max(int policy)} Legge il valore
+ massimo della priorità statica per la politica di scheduling \param{policy}.
+
+
+ \funcdecl{int sched\_get\_priority\_min(int policy)} Legge il valore minimo
+ della priorità statica per la politica di scheduling \param{policy}.
+
+ \bodydesc{La funzioni ritornano il valore della priorità in caso di successo
+ e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{policy} è invalido.
+ \end{errlist}}
+\end{functions}
+
+
+I processi con politica di scheduling \macro{SCHED\_OTHER} devono specificare
+un valore nullo (altrimenti si avrà un errore \macro{EINVAL}), questo valore
+infatti non ha niente a che vedere con la priorità dinamica determinata dal
+valore di \var{nice}, che deve essere impostato con le funzioni viste in
+precedenza.
+
+Il kernel mantiene i processi con la stessa priorità assoluta in una lista, ed
+esegue sempre il primo della lista, mentre un nuovo processo che torna in
+stato \textit{runnable} viene sempre inserito in coda alla lista. Se la
+politica scelta è \macro{SCHED\_FIFO} quando il processo viene eseguito viene
+automaticamente rimesso in coda alla lista, e la sua esecuzione continua
+fintanto che non viene bloccato da una richiesta di I/O, o non rilascia
+volontariamente la CPU (in tal caso, tornando nello stato \textit{runnable}
+sarà reinserito in coda alla lista); l'esecuzione viene ripresa subito solo
+nel caso che esso sia stato interrotto da un processo a priorità più alta.
+
+La priorità assoluta può essere riletta indietro dalla funzione
+\func{sched\_getscheduler}, il cui prototipo è:
+\begin{prototype}{sched.h}
+{int sched\_getscheduler(pid\_t pid)}
+ Legge la politica di scheduling per il processo \param{pid}.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna la politica di scheduling in caso di successo
+ e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
+ \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{pid} è negativo.
+ \end{errlist}}
+\end{prototype}
+
+La funzione restituisce il valore (secondo la quanto elencato in
+\tabref{tab:proc_sched_policy}) della politica di scheduling per il processo
+specificato; se \param{pid} è nullo viene restituito quello del processo
+chiamante.
+
+Se si intende operare solo sulla priorità assoluta di un processo si possono
+usare le funzioni \func{sched\_setparam} e \func{sched\_getparam}, i cui
+prototipi sono:
+
+\begin{functions}
+ \headdecl{sched.h}
+
+ \funcdecl{int sched\_setparam(pid\_t pid, const struct sched\_param *p)}
+ Imposta la priorità assoluta del processo \param{pid}.
+
+
+ \funcdecl{int sched\_getparam(pid\_t pid, struct sched\_param *p)}
+ Legge la priorità assoluta del processo \param{pid}.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna la priorità in caso di successo
+ e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
+ \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{pid} è negativo.
+ \end{errlist}}
+\end{functions}
+
+L'uso di \func{sched\_setparam} che è del tutto equivalente a
+\func{sched\_setscheduler} con \param{priority} uguale a -1. Come per
+\func{sched\_setscheduler} specificando 0 come valore di \param{pid} si opera
+sul processo corrente. La disponibilità di entrambe le funzioni può essere
+verificata controllando la macro \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING} che è
+definita nell'header \macro{sched.h}.
+
+L'ultima funzione che permette di leggere le informazioni relative ai processi
+real-time è \func{sched\_rr\_get\_interval}, che permette di ottenere la
+lunghezza della \textit{time slice} usata dalla politica \textit{round robin};
+il suo prototipo è:
+\begin{prototype}{sched.h}
+ {int sched\_rr\_get\_interval(pid\_t pid, struct timespec *tp)} Legge in
+ \param{tp} la durata della \textit{time slice} per il processo \param{pid}.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna 0in caso di successo e -1 in caso di errore,
+ nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
+ \item[\macro{ENOSYS}] la system call non è stata implementata.
+ \end{errlist}}
+\end{prototype}
+
+La funzione restituisce il valore dell'intervallo di tempo usato per la
+politica \textit{round robin} in una struttura \var{timespec}, (la cui
+definizione si può trovare in \figref{fig:sys_timeval_struct}).
+
+
+Come accennato ogni processo che usa lo scheduling real-time può rilasciare
+volontariamente la CPU; questo viene fatto attraverso la funzione
+\func{sched\_yield}, il cui prototipo è:
+\begin{prototype}{sched.h}
+ {int sched\_yield(void)}
+
+ Rilascia volontariamente l'esecuzione.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e -1 in caso di errore,
+ nel qual caso \var{errno} viene impostata opportunamente.}
+\end{prototype}
+
+La funzione fa si che il processo rilasci la CPU, in modo da essere rimesso in
+coda alla lista dei processi da eseguire, e permettere l'esecuzione di un
+altro processo; se però il processo è l'unico ad essere presente sulla coda
+l'esecuzione non sarà interrotta. In genere usano questa funzione i processi
+in modalità \textit{fifo}, per permettere l'esecuzione degli altri processi
+con pari priorità quando la sezione più urgente è finita.
\section{Problematiche di programmazione multitasking}
\label{sec:proc_multi_prog}
Benché i processi siano strutturati in modo da apparire il più possibile come
-indipendenti l'uno dall'altro, nella programmazione in un sistema multiutente
-occorre tenere conto di tutta una serie di problematiche che normalmente non
+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.
+programma alla volta.
-Pur non essendo tutto questo direttamente legato alla modalità specifica in
-cui il multitasking è implementato in un sistema unix-like, né al solo
-concetto di multitasking (le stesse problematiche si presentano ad esempio
-nella gestione degli interrupt hardware), in questa sezione conclusiva del
-capitolo in cui abbiamo affrontato la gestione dei processi, introdurremo
-sinteticamente queste problematiche, che ritroveremo a più riprese in capitoli
-successivi, con una breve definizione della terminologia e delle loro
-caratteristiche di fondo.
+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 una operazione è atomica
+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} (vedi
+accorti nei confronti delle possibili
+\textit{race condition}\index{race condition} (vedi
\secref{sec:proc_race_cond}) derivanti da operazioni interrotte in una fase in
cui non erano ancora state completate.
Nel caso dell'interazione fra processi la situazione è molto più semplice, ed
occorre preoccuparsi della atomicità delle operazioni solo quando si ha a che
fare con meccanismi di intercomunicazione (che esamineremo in dettaglio in
-\capref{cha:IPC}) o nella operazioni con i file (vedremo alcuni esempi in
+\capref{cha:IPC}) o nelle operazioni con i file (vedremo alcuni esempi in
\secref{sec:file_atomic}). In questi casi in genere l'uso delle appropriate
funzioni di libreria per compiere le operazioni necessarie è garanzia
sufficiente di atomicità in quanto le system call con cui esse sono realizzate
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
-solo il solo accesso o l'assegnazione di una variabile possono non essere più
-operazioni atomiche (torneremo su questi aspetti in \secref{sec:sign_xxx}).
+sono compiute nello stesso spazio di indirizzi del processo. Per questo, anche
+il solo accesso o l'assegnazione di una variabile possono non essere più
+operazioni atomiche (torneremo su questi aspetti in
+\secref{sec:sig_control}).
In questo caso il sistema provvede un tipo di dato, il \type{sig\_atomic\_t},
il cui accesso è assicurato essere atomico. In pratica comunque si può
-assumere che in ogni piattaforma su cui è implementato Linux il tipo
-\type{int} (e gli altri interi di dimensione inferiore) ed i puntatori sono
+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 questi casi è anche opportuno marcare come \type{volatile} le
-variabili che possono essere interessate ad accesso condiviso, onde evitare
-problemi con le ottimizzazioni del codice.
+le strutture. In tutti questi casi è anche opportuno marcare come
+\ctyp{volatile} le variabili che possono essere interessate ad accesso
+condiviso, onde evitare problemi con le ottimizzazioni del codice.
+
-\subsection{Le \textit{race condition} e i \textit{deadlock}}
+\subsection{Le \textit{race condition}\index{race condition} e i
+ \textit{deadlock}}
\label{sec:proc_race_cond}
-Si definisce una \textit{race condition} il caso in cui diversi processi
-stanno cercando di fare qualcosa con una risorsa comune ed il risultato finale
-viene a dipendere dall'ordine di esecuzione dei medesimi. Ovviamente dato che
-l'ordine di esecuzione di un processo rispetto agli altri, senza appositi
-meccanismi di sincronizzazione, non è assolutamente prevedibile, queste
-situazioni sono fonti di errori molto subdoli, che possono verificarsi solo in
-condizioni particolari e quindi difficilmente riproducibili.
-
-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 le risorse
-condivise siano opportunamente protette da meccanismi di sincronizzazione
-(torneremo su queste problematiche di questo tipo in \secref{sec:ipc_semaph}).
+Si definiscono \textit{race condition} tutte quelle situazioni in cui processi
+diversi operano su una risorsa comune, ed in cui il risultato viene a
+dipendere dall'ordine in cui essi effettuano le loro operazioni. Il caso
+tipico è quello di un'operazione che viene eseguita da un processo in più
+passi, e può essere compromessa dall'intervento di un altro processo che
+accede alla stessa risorsa quando ancora non tutti i passi sono stati
+completati.
+
+Dato che in un sistema multitasking ogni processo può essere interrotto in
+qualunque momento per farne subentrare un'altro in esecuzione, niente può
+assicurare un preciso ordine di esecuzione fra processi diversi o che una
+sezione di un programma possa essere eseguita senza interruzioni da parte di
+altri. Queste situazioni comportano pertanto errori estremamente subdoli e
+difficili da tracciare, in quanto nella maggior parte dei casi tutto
+funzionerà regolarmente, e solo occasionalmente si avranno degli errori.
+
+Per questo occorre essere ben consapevoli di queste problematiche, e del fatto
+che l'unico modo per evitarle è quello di riconoscerle come tali e prendere
+gli adeguati provvedimenti per far sì che non si verifichino. Casi tipici di
+\textit{race condition} si hanno quando diversi processi accedono allo stesso
+file, o nell'accesso a meccanismi di intercomunicazione come la memoria
+condivisa. In questi casi, se non si dispone della possibilità di eseguire
+atomicamente le operazioni necessarie, occorre che quelle parti di codice in
+cui si compiono le operazioni sulle risorse condivise (le cosiddette
+\textsl{sezioni critiche}\index{sezioni critiche}) del programma, siano
+opportunamente protette da meccanismi di sincronizzazione (torneremo su queste
+problematiche di questo tipo in \capref{cha:IPC}).
Un caso particolare di \textit{race condition} sono poi i cosiddetti
-\textit{deadlock}; l'esempio tipico è quello di un flag di ``occupazione'' che
-viene rilasciato da un evento asincrono fra il controllo (in cui viene trovato
-occupato) e la successiva messa in attesa, che a questo punto diventerà
-perpetua (da cui il nome di \textit{deadlock}) in quanto l'evento di sblocco
-del flag è stato perso fra il controllo e la messa in attesa.
+\textit{deadlock}, particolarmente gravi in quanto comportano spesso il blocco
+completo di un servizio, e non il fallimento di una singola operazione.
+L'esempio tipico di una situazione che può condurre ad un \textit{deadlock} è
+quello in cui un flag di ``occupazione'' viene rilasciato da un evento
+asincrono (come un segnale o un altro processo) fra il momento in cui lo si è
+controllato (trovandolo occupato) e la successiva operazione di attesa per lo
+sblocco. In questo caso, dato che l'evento di sblocco del flag è avvenuto
+senza che ce ne accorgessimo proprio fra il controllo e la messa in attesa,
+quest'ultima diventerà perpetua (da cui il nome di \textit{deadlock}).
+
+In tutti questi casi è di fondamentale importanza il concetto di atomicità
+visto in \secref{sec:proc_atom_oper}; questi problemi infatti possono essere
+risolti soltanto assicurandosi, quando essa sia richiesta, che sia possibile
+eseguire in maniera atomica le operazioni necessarie.
\subsection{Le funzioni rientranti}
\label{sec:proc_reentrant}
-Si dice rientrante una funzione che può essere interrotta in qualunque momento
-ed essere chiamata da capo (da questo il nome) da un altro filone di
-esecuzione (thread e manipolatori di segnali sono i casi in cui occorre
-prestare attenzione a questa problematica) senza che questo comporti nessun
-problema.
-
-In genere una funzione non è rientrante se opera direttamente su memoria che
-non è nello stack. Ad esempio una funzione non è rientrante se usa una
-variabile globale o statica od un oggetto allocato dinamicamente che trova da
-sola: due chiamate alla stessa funzione interferiranno. 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.
-
-Le glibc mettono a disposizione due macro di compilatore \macro{\_REENTRANT} e
-\macro{\_THREAD\_SAFE} per assicurare che siano usate delle versioni rientranti
-delle funzioni di libreria.
-
+Si dice \textsl{rientrante} una funzione che può essere interrotta in
+qualunque punto della sua esecuzione ed essere chiamata una seconda volta da
+un altro thread di esecuzione senza che questo comporti nessun problema
+nell'esecuzione della stessa. La problematica è comune nella programmazione
+multi-thread, ma si hanno gli stessi problemi quando si vogliono chiamare
+delle funzioni all'interno dei manipolatori dei segnali.
+
+Fintanto che una funzione opera soltanto con le variabili locali è rientrante;
+queste infatti vengono allocate nello stack, e un'altra invocazione non fa
+altro che allocarne un'altra copia. Una funzione può non essere rientrante
+quando opera su memoria che non è nello stack. Ad esempio una funzione non è
+mai rientrante se usa una variabile globale o statica.
+
+Nel caso invece la funzione operi su un oggetto allocato dinamicamente, la
+cosa viene a dipendere da come avvengono le operazioni: se l'oggetto è creato
+ogni volta e ritornato indietro la funzione può essere rientrante, se invece
+esso viene individuato dalla funzione stessa due chiamate alla stessa funzione
+potranno interferire quando entrambe faranno riferimento allo stesso oggetto.
+Allo stesso modo una funzione può non essere rientrante se usa e modifica un
+oggetto che le viene fornito dal chiamante: due chiamate possono interferire
+se viene passato lo stesso oggetto; in tutti questi casi occorre molta cura da
+parte del programmatore.
+
+In genere le funzioni di libreria non sono rientranti, molte di esse ad
+esempio utilizzano variabili statiche, le \acr{glibc} però mettono a
+disposizione due macro di compilatore, \macro{\_REENTRANT} e
+\macro{\_THREAD\_SAFE}, la cui definizione attiva le versioni rientranti di
+varie funzioni di libreria, che sono identificate aggiungendo il suffisso
+\code{\_r} al nome della versione normale.
+
+
+
+%%% Local Variables:
+%%% mode: latex
+%%% TeX-master: "gapil"
+%%% End:
projects / gapil.git / blobdiff