\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.
+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.
-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.
\section{Introduzione}
\label{sec:proc_gen}
-Partiremo con una introduzione generale ai concetti che stanno alla base della
-gestione dei processi in unix. 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.
+Inizieremo con una introduzione generale ai concetti che stanno alla base
+della gestione dei processi in un sistema unix-like. Introdurremo in questa
+sezione l'architettura della gestione dei processi e le sue principali
+caratteristiche, dando una panoramica sull'uso delle principali funzioni di
+gestione.
+
-\subsection{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 è che la generazione di un processo è una
-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 quello che fa la shell
-quando mette in esecuzione il programma che gli indichiamo nella linea di
-comando.
-
-Una terza caratteristica è che ogni processo viene sempre generato da un altro
-che viene chiamato processo padre (\textit{parent process}). Questo vale per
-tutti i processi, con una sola eccezione: dato che ci deve essere un punto di
-partenza esiste sempre un processo speciale (che normalmente è
+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
+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
+quello che fa la shell quando mette in esecuzione il programma che gli
+indichiamo nella linea di comando.
+
+Una terza caratteristica è che ogni processo è sempre stato generato da un
+altro, che viene chiamato processo padre (\textit{parent process}). Questo
+vale per tutti i processi, con una sola eccezione: dato che ci deve essere un
+punto di partenza esiste un processo speciale (che normalmente è
\cmd{/sbin/init}), che viene lanciato dal kernel alla conclusione della fase
-di avvio, essendo questo il primo processo lanciato dal sistema ha sempre il
+di avvio; essendo questo il primo processo lanciato dal sistema ha sempre il
\acr{pid} uguale a 1 e non è figlio di nessun altro processo.
Ovviamente \cmd{init} è un processo speciale che in genere si occupa di far
partire tutti gli altri processi necessari al funzionamento del sistema,
inoltre \cmd{init} è essenziale per svolgere una serie di compiti
-amministrativi nelle operazioni ordinarie del sistema (torneremo si alcuni di
+amministrativi nelle operazioni ordinarie del sistema (torneremo su alcuni di
essi in \secref{sec:proc_termination}) e non può mai essere terminato. La
struttura del sistema comunque consente di lanciare al posto di \cmd{init}
-qualunque altro programma (e in casi di emergenza, ad esempio se il file di
-\cmd{init} si fosse corrotto, è ad esempio possibile lanciare una shell al suo
-posto, passando la riga \cmd{init=/bin/sh} come parametro di avvio).
+qualunque altro programma, e in casi di emergenza (ad esempio se il file di
+\cmd{init} si fosse corrotto) è ad esempio possibile lanciare una shell al suo
+posto, passando la riga \cmd{init=/bin/sh} come parametro di avvio.
\begin{figure}[!htb]
\footnotesize
\begin{verbatim}
-[piccardi@selidor piccardi]$ pstree -n
+[piccardi@gont piccardi]$ pstree -n
init-+-keventd
|-kapm-idled
|-kreiserfsd
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 \nfig\ 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.
+directory (si veda \secref{sec:file_organization}); 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.
+
+
+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 \nfig.
+
+\begin{figure}[htb]
+ \centering
+ \includegraphics[width=13cm]{img/task_struct}
+ \caption{Schema semplificato dell'architettura delle strutture usate dal
+ kernel nella gestione dei processi.}
+ \label{fig:proc_task_struct}
+\end{figure}
+
+
+Come accennato in \secref{sec:intro_unix_struct} è lo \textit{scheduler} che
+decide quale processo mettere in esecuzione; esso viene eseguito ad ogni
+system call ed ad ogni interrupt, (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} Il
+valore usuale è 100 (è espresso in Hertz), si ha cioè un interrupt dal timer
+ogni centesimo di secondo.
+Ogni volta che viene eseguito, lo \textit{scheduler} effettua il calcolo delle
+priorità dei vari processi attivi (torneremo su questo in
+\secref{sec:proc_priority}) e stabilisce quale di essi debba essere posto in
+esecuzione fino alla successiva invocazione.
-\subsection{Una panoramica sulle funzioni di gestione}
+
+\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.
+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
-\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.
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 \type{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.
+riparte dal numero più basso disponibile\footnote{FIXME: verificare, non sono
+ sicuro}. Per questo motivo processo 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
\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
+\funcdecl{pid\_t getpid(void)} Restituisce il pid del processo corrente.
+\funcdecl{pid\_t getppid(void)} Restituisce il pid del padre del processo
corrente.
-Entrambe le funzioni non riportano condizioni di errore.
+
+\bodydesc{Entrambe le funzioni non riportano condizioni di errore.}
\end{functions}
-esempi dell'uso di queste funzioni sono riportati in
+\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
sessione}, in cui si raggruppano i processi creati su uno stesso terminale,
o relativi allo stesso login. Torneremo su questo argomento in dettaglio in
-\secref{cap:session}, dove esamineremo i vari identificativi associati ad un
-processo e le varie relazioni fra processi utilizzate per definire una
+\secref{cha:session}, dove esamineremo gli altri identificativi associati ad
+un processo e le varie relazioni fra processi utilizzate per definire una
sessione.
+Oltre al \acr{pid} e al \acr{ppid}, (e a quelli che vedremo in
+\secref{sec:sess_xxx}, relativi al controllo di sessione), ad ogni processo
+vengono associati degli altri identificatori che vengono usati per il
+controllo di accesso. Questi servono per determinare se un processo può
+eseguire o meno le operazioni richieste, a seconda dei privilegi e
+dell'identità di chi lo ha posto in esecuzione; l'argomento è complesso e sarà
+affrontato in dettaglio in \secref{sec:proc_perms}.
+
\subsection{La funzione \func{fork}}
\label{sec:proc_fork}
attraverso l'uso di questa funzione, essa quindi riveste un ruolo centrale
tutte le volte che si devono scrivere programmi che usano il multitasking. Il
prototipo della funzione è:
-
\begin{functions}
\headdecl{sys/types.h}
\headdecl{unistd.h}
\funcdecl{pid\_t fork(void)}
- 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{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;
+ \var{errno} può assumere i valori:
\begin{errlist}
- \item \macro{EAGAIN} non ci sono risorse sufficienti per creare un'altro
+ \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
+ \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
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
+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.
+ di scrittura, rendendo molto più efficiente il meccanismo della creazione di
+ un nuovo processo.} pertanto padre e figlio vedono variabili diverse.
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_xxx}).
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 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 di 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.
+dell'output, \textit{user id}) prima della \func{exec}, rendendo così
+relativamente facile intervenire sulle le modalità di esecuzione del nuovo
+programma.
In \curfig\ si è riportato il corpo del codice del programma di esempio
\cmd{forktest}, che ci permette di illustrare molte caratteristiche dell'uso
le opzioni a riga di comando, è disponibile nel file \file{ForkTest.c}.
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),
otterremo come output sul terminale:
+
+\footnotesize
\begin{verbatim}
[piccardi@selidor sources]$ ./forktest 3
Process 1963: forking 3 child
Spawned 3 child, pid 1966
Go to next child
\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
-ciclo successivo), mentre la terza volta è stato prima eseguito il figlio
-(fino alla conclusione) e poi il padre.
+primo\footnote{a partire dal kernel 2.5.2-pre10 è stato introdotto il nuovo
+ scheduler di Ingo Molnar che esegue sempre per primo il figlio; per
+ mantenere la portabilità è opportuno non fare comunque affidamento su questo
+ comportamento} dopo la chiamata a \func{fork}; dall'esempio si può notare
+infatti come nei primi due cicli sia stato eseguito per primo il padre (con la
+stampa del \acr{pid} del nuovo processo) per poi passare all'esecuzione del
+figlio (completata con i due avvisi di esecuzione ed uscita), e tornare
+all'esecuzione del padre (con la stampa del passaggio al ciclo successivo),
+mentre la terza volta è stato prima eseguito il figlio (fino alla conclusione)
+e poi il padre.
In generale l'ordine di esecuzione dipenderà, oltre che dall'algoritmo di
scheduling usato dal kernel, dalla particolare situazione in si trova la
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
+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, e non hanno alcun effetto sul valore che le stesse variabili hanno nel
+processo padre (ed in eventuali altri processi figli che eseguano lo stesso
+codice).
Un secondo aspetto molto importante nella creazione dei processi figli è
quello dell'interazione dei vari processi con i file; per illustrarlo meglio
proviamo a redirigere su un file l'output del nostro programma di test, quello
che otterremo è:
+
+\footnotesize
\begin{verbatim}
[piccardi@selidor sources]$ ./forktest 3 > output
[piccardi@selidor sources]$ cat output
Spawned 3 child, pid 1970
Go to next child
\end{verbatim}
+\normalsize
che come si vede è completamente diverso da quanto ottenevamo sul terminale.
Il comportamento delle varie funzioni di interfaccia con i file è analizzato
in gran dettaglio in \capref{cha:file_unix_interface} e in
\secref{cha:files_std_interface}. Qui basta accennare che si sono usate le
funzioni standard della libreria del C che prevedono l'output bufferizzato; e
-questa bufferizzazione 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 referenza a figura da fare) 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).
+descriptor aperti nel padre, il che comporta che padre e figli condividono le
+stesse voci della \textit{file table} (per la spiegazione di questi termini si
+veda \secref{sec:file_sharing}) e fra cui c'è anche la posizione corrente nel
+file.
+
+In questo modo se un processo scrive sul file aggiornerà la posizione corrente
+sulla \textit{file table}, e tutti gli altri processi, che vedono la stessa
+\textit{file table}, vedranno il nuovo valore. In questo modo si evita, in
+casi come quello appena mostrato in cui diversi processi scrivono sullo stesso
+file, che l'output successivo di un processo vada a sovrapporsi a quello dei
+precedenti: l'output potrà risultare mescolato, ma non ci saranno parti
+perdute per via di una sovrascrittura.
Questo tipo di comportamento è essenziale in tutti quei casi in cui il padre
-crea un figlio 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 comuni; in dettaglio avremo che dopo l'esecuzione di una \func{fork}
-padre e figlio avranno in comune:
-\begin{itemize}
-\item i file aperti (e gli eventuali flag di \textit{close-on-exec} se
- settati).
+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} settati
+ (vedi \secref{sec:proc_exec} e \secref{sec:file_fcntl}).
\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{tab:proc_uid_gid}).
+ l'\textit{effective group id} ed i \textit{supplementary group id} (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.
-\item i flag \acr{suid} e \acr{suid} (vedi \secref{sec:file_suid_sgid}).
+ group id} e il \textit{session id} ed il terminale di controllo (vedi
+ \secref{sec:sess_xxx} e \secref{sec:sess_xxx}).
\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.
-\item i segmenti di memoria condivisa agganciati al processo.
-\item i limiti sulle risorse
+\item la maschera dei segnali bloccati e le azioni installate (vedi
+\secref{sec:sig_xxx}).
+\item i segmenti di memoria condivisa agganciati al processo (vedi
+\secref{sec:ipc_xxx}).
+\item i limiti sulle risorse (vedi \secref{sec:sys_xxx}).
\item le variabili di ambiente (vedi \secref{sec:proc_environ}).
-\end{itemize}
-le differenze invece sono:
-\begin{itemize}
+\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 (\var{tms\_utime}, \var{tms\_stime},
- \var{tms\_cutime}, \var{tms\_uetime}) che nel figlio sono posti a zero.
-\item i \textit{file lock}, che non vengono ereditati dal figlio.
-\item gli allarmi pendenti, che per il figlio vengono cancellati.
-\end{itemize}
+\item i valori dei tempi di esecuzione (vedi \secref{sec:sys_xxx}) 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.
+\end{itemize*}
\subsection{La funzione \func{vfork}}
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
+speciale della funzione \func{clone}), è deprecato; per questo eviteremo di
trattarla ulteriormente.
\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
comunque una serie di operazioni: chiude tutti i file aperti, rilascia la
memoria che stava usando, e così via; l'elenco completo delle operazioni
eseguite alla chiusura di un processo è il seguente:
-\begin{itemize}
-\item tutti i descrittori dei file sono chiusi.
+\begin{itemize*}
+\item tutti i file descriptor sono chiusi.
\item viene memorizzato lo stato di terminazione del processo.
-\item ad ogni processo figlio viene assegnato un nuovo padre.
-\item viene inviato il segnale \macro{SIGCHLD} al processo 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.
-\item se la conclusione di un processe 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}.
-\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 tremite 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.
+ \macro{SIGHUP} a tutti i processi in background e il terminale di
+ controllo viene disconnesso (vedi \secref{sec:sess_xxx}).
+\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}).
+\end{itemize*}
+
+Oltre queste operazioni è però necessario poter disporre di un meccanismo
+ulteriore che consenta di sapere come la terminazione è avvenuta: dato che in
+un sistema unix-like tutto viene gestito attraverso i processi il meccanismo
+scelto consiste nel riportare lo stato di terminazione (il cosiddetto
+\textit{termination status}) al processo padre.
+
+Nel caso di conclusione normale, abbiamo visto in \secref{sec:proc_conclusion}
+che lo stato di uscita del processo viene caratterizzato tramite il valore del
+cosiddetto \textit{exit status}, cioè il valore passato alle funzioni
+\func{exit} o \func{\_exit} (o dal valore di ritorno per \func{main}). Ma se
+il processo viene concluso in maniera anomala il programma non può specificare
+nessun \textit{exit status}, ed è il kernel che deve generare autonomamente il
+\textit{termination status} per indicare le ragioni della conclusione anomala.
Si noti la distinzione fra \textit{exit status} e \textit{termination status}:
quello che contraddistingue lo stato di chiusura del processo e viene
La scelta di riportare al padre lo stato di terminazione dei figli, pur
essendo l'unica possibile, comporta comunque alcune complicazioni: infatti se
alla sua creazione è scontato che ogni nuovo processo ha un padre, non è detto
-che sia così alla sua conclusione, dato che il padre protrebbe essere già
+che sia così alla sua conclusione, dato che il padre potrebbe essere già
terminato (si potrebbe avere cioè quello che si chiama un processo
\textsl{orfano}).
-Questa complicazione viene superata facendo in modo che il processo figlio
-venga \textsl{adottato} da \cmd{init}: come già accennato quando un processo
+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}
[piccardi@selidor sources]$ ./forktest -c2 3
Process 1972: forking 3 child
Child 2, parent 1, exiting
Child 1, parent 1, exiting
\end{verbatim}
+\normalsize
come si può notare in questo caso il processo padre si conclude prima dei
figli, tornando alla shell, che stampa il prompt sul terminale: circa due
secondi dopo viene stampato a video anche l'output dei tre figli che
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:intro_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
-effettuarà la lettura dello stato di uscita anche questa informazione, non più
-necessaria, verrà scartata e la terminazione potrà dirsi completamente
+dal processo (vedi \secref{sec:sys_unix_time}) e lo stato di
+terminazione\footnote{NdA verificare esattamente cosa c'è!}, mentre la memoria
+in uso ed i file aperti vengono rilasciati immediatamente. I processi che sono
+terminati, ma il cui stato di terminazione non è stato ancora ricevuto dal
+padre sono chiamati \textit{zombie}, essi restano presenti nella tabella dei
+processi ed in genere possono essere identificati dall'output di \cmd{ps} per
+la presenza di una \texttt{Z} nella colonna che ne indica lo stato. Quando il
+padre effettuerà la lettura dello stato di uscita anche questa informazione,
+non più necessaria, verrà scartata e la terminazione potrà dirsi completamente
conclusa.
Possiamo utilizzare il nostro programma di prova per analizzare anche questa
processo padre di aspettare 10 secondi prima di uscire; in questo caso, usando
\cmd{ps} sullo stesso terminale (prima dello scadere dei 10 secondi)
otterremo:
+
+\footnotesize
\begin{verbatim}
[piccardi@selidor sources]$ ps T
PID TTY STAT TIME COMMAND
571 pts/0 Z 0:00 [forktest <defunct>]
572 pts/0 R 0:00 ps T
\end{verbatim} %$
+\normalsize
e come si vede, dato che non si è fatto nulla per riceverne lo stato di
terminazione, i tre processi figli sono ancora presenti pur essendosi
conclusi, con lo stato di zombie e l'indicazione che sono stati terminati.
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 \texttt{wait} e \texttt{waitpid}}
+\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. Se un figlio è
-già uscito la funzione ritorna immediatamente. Al ritorno lo stato di
-termininazione del processo viene salvato nella variabile puntata da
-\var{status} e tutte le informazioni relative al processo (vedi
-\secref{sec:proc_termination}) vengono rilasciate.
-
-La funzione restituisce il \acr{pid} del figlio in caso di successo e -1 in
-caso di errore; \var{errno} può assumere i valori:
+segnale termina il processo o chiama una funzione di gestione.
+
+\bodydesc{La funzione restituisce il \acr{pid} del figlio in caso di successo
+ e -1 in caso di errore; \var{errno} può assumere i valori:
\begin{errlist}
- \item \macro{EINTR} la funzione è stata interrotta da un segnale.
- \end{errlist}
+ \item[\macro{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
+ \end{errlist}}
\end{functions}
-è presente fin dalle prime versioni di unix; la funzione ritorna alla
-conclusione del primo figlio (o immediatamente se un figlio è già uscito). Nel
-caso un processo abbia più figli il valore di ritorno permette di identificare
-qual'è quello che è uscito.
-
-Questa funzione però ha il difetto di essere poco flessibile, in quanto
-ritorna all'uscita di un figlio qualunque. Nelle occasioni in cui è necessario
-attendere la conclusione di un processo specifico occorre predisporre un
-meccanismo che tenga conto dei processi già terminati, e ripeta la chiamata
-alla funzione nel caso il processo cercato sia ancora attivo.
+\noindent
+è presente fin dalle prime versioni di Unix; la funzione ritorna non appena un
+processo figlio termina. Se un figlio è già terminato la funzione ritorna
+immediatamente.
+
+Al ritorno lo stato di termininazione del processo viene salvato nella
+variabile puntata da \var{status} e tutte le informazioni relative al
+processo (vedi \secref{sec:proc_termination}) vengono rilasciate. Nel
+caso un processo abbia più figli il valore di ritorno permette di
+identificare qual'è quello che è uscito.
+
+Questa funzione ha il difetto di essere poco flessibile, in quanto
+ritorna all'uscita di un figlio qualunque. Nelle occasioni in cui è
+necessario attendere la conclusione di un processo specifico occorre
+predisporre un meccanismo che tenga conto dei processi già terminati, e
+provveda a ripetere la chiamata alla funzione nel caso il processo
+cercato sia ancora attivo.
Per questo motivo lo standard POSIX.1 ha introdotto la funzione \func{waitpid}
che effettua lo stesso servizio, ma dispone di una serie di funzionalità più
ampie, legate anche al controllo di sessione. Dato che è possibile ottenere
lo stesso comportamento di \func{wait} si consiglia di utilizzare sempre
-questa funzione; il suo prototipo è:
+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
+ \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
+base del valore fornito dall'argomento \param{pid}, secondo lo
specchietto riportato in \ntab:
\begin{table}[!htb]
\centering
+ \footnotesize
\begin{tabular}[c]{|c|p{10cm}|}
\hline
\textbf{Valore} & \textbf{Significato}\\
\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
-mashera 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} (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.
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 di default (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.
+su come gestire \macro{SIGCHLD} in \secref{sec:sig_sigwait_xxx}). In questo
+caso infatti, dato che il segnale è generato dalla terminazione un figlio,
+avremo la certezza che la chiamata a \func{wait} non si bloccherà.
\begin{table}[!htb]
\centering
+ \footnotesize
\begin{tabular}[c]{|c|p{10cm}|}
\hline
\textbf{Macro} & \textbf{Descrizione}\\
\macro{WEXITSTATUS(s)} & Restituisce gli otto bit meno significativi dello
stato di uscita del processo (passato attraverso \func{\_exit}, \func{exit}
o come valore di ritorno di \func{main}). Può essere valutata solo se
- \macro{WIFEXITED} ha restitituito un valore non nullo.\\
+ \macro{WIFEXITED} ha restituito un valore non nullo.\\
\macro{WIFSIGNALED(s)} & Vera se il processo figlio è terminato
in maniera anomala a causa di un segnale che non è stato catturato (vedi
\secref{sec:sig_notification}).\\
\macro{WTERMSIG(s)} & restituisce il numero del segnale che ha causato
la terminazione anomala del processo. Può essere valutata solo se
- \macro{WIFSIGNALED} ha restitituito un valore non nullo.\\
+ \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 restitituito 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}.\\
\macro{WIFSTOPPED(s)} & Vera se il processo che ha causato il ritorno di
l'opzione \macro{WUNTRACED}. \\
\macro{WSTOPSIG(s)} & restituisce il numero del segnale che ha bloccato
il processo, Può essere valutata solo se \macro{WIFSTOPPED} ha
- restitituito un valore non nullo. \\
+ restituito un valore non nullo. \\
\hline
\end{tabular}
\caption{Descrizione delle varie macro di preprocessore utilizzabili per
\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 \curtab\ (si tenga presente che queste
+macro prendono come parametro la variabile di tipo \type{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}.
+\file{signal.h} ed elencate in \tabref{tab:sig_signal_list}, e stampato usando
+le apposite funzioni trattate in \secref{sec:sig_strsignal}.
-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 diventano accessibili definendo la costante \macro{\_USE\_BSD}
-sono:
+\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 \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/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:xxx_limit_res})
- \funcdecl{pid\_t wait3(int *status, int options, struct rusage *rusage)}
- Prima versione, equivalente a \func{wait4(-1, \&status, opt, rusage)} ormai
- deprecata in favore di \func{wait4}.
+ 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 (per i dettagli vedi \secref{sec:sys_xxx})
+
+ \funcdecl{pid\_t wait3(int *status, int options, struct rusage *rusage)}
+ Prima versione, equivalente a \code{wait4(-1, \&status, opt, rusage)} è
+ ormai deprecata in favore di \func{wait4}.
\end{functions}
+\noindent
la struttura \type{rusage} è definita in \file{sys/resource.h}, e viene
-utilizzata anche dalla funzione \func{getrusage} per ottenere le risorse di
-sistema usate dal processo; in Linux è definita come:
-\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 \texttt{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 portabiltà, e serve in caso si debba accedere ai campi di
-\var{rusage} definiti come \type{struct timeval}. La struttura è ripresa dalla
-versione 4.3 Reno di BSD, 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}.
-
-\subsection{Le \textit{race condition}}
-\label{sec:proc_race_cond}
+utilizzata anche dalla funzione \func{getrusage} (vedi \secref{sec:sys_xxx})
+per ottenere le risorse di sistema usate da un processo; la sua definizione è
+riportata in \figref{fig:sys_rusage_struct}.
-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, 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.
+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}.
-\subsection{Le funzioni \texttt{exec}}
+\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'utiltima 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}.
- La funzione esegue il file o lo script indicato da \var{filename},
- passandogli la lista di argomenti indicata da \var{argv} e come ambiente la
- lista di stringhe indicata da \var{envp}; entrambe le liste devono essere
- terminate da un puntatore nullo. I vettori degli argomenti e dell'ambiente
- possono essere acceduti dal nuovo programma quando la sua funzione
- \func{main} è dichiarata nella forma \func{main(int argc, char *argv[], char
- *envp[])}.
-
- La funzione ritorna -1 solo in caso di errore, nel qual caso caso la
- variabile \texttt{errno} è settata come:
+ \bodydesc{La funzione ritorna -1 solo in caso di errore, nel qual caso
+ caso la \var{errno} può assumere i valori:
\begin{errlist}
- \item \macro{EACCES} il file non è eseguibile, oppure il filesystem è
+ \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
- \item \macro{ENOEXEC} il file è in un formato non eseguibile o non
+ \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'inteprete
+ \item[\macro{ENOENT}] il file o una delle librerie dinamiche o l'interprete
necessari per eseguirlo non esistono.
- \item \macro{ETXTBSY} L'eseguibile è aperto in scrittura da uno o più
+ \item[\macro{ETXTBSY}] L'eseguibile è aperto in scrittura da uno o più
processi.
- \item \macro{EINVAL} L'eseguibile ELF ha più di un segmento
- \macro{PF\_INTERP}, cioè chiede di essere eseguito da più di un interprete.
- \item \macro{ELIBBAD} Un interprete ELF non è in un formato riconoscibile.
+ \item[\macro{EINVAL}] L'eseguibile ELF ha più di un segmento
+ \macro{PF\_INTERP}, cioè chiede di essere eseguito da più di un
+ interprete.
+ \item[\macro{ELIBBAD}] Un interprete ELF non è in un formato
+ riconoscibile.
\end{errlist}
ed inoltre anche \macro{EFAULT}, \macro{ENOMEM}, \macro{EIO},
\macro{ENAMETOOLONG}, \macro{E2BIG}, \macro{ELOOP}, \macro{ENOTDIR},
- \macro{ENFILE}, \macro{EMFILE}.
+ \macro{ENFILE}, \macro{EMFILE}.}
\end{prototype}
+La funzione \func{exec} esegue il file o lo script indicato da
+\var{filename}, passandogli la lista di argomenti indicata da \var{argv}
+e come ambiente la lista di stringhe indicata da \var{envp}; entrambe le
+liste devono essere terminate da un puntatore nullo. I vettori degli
+argomenti e dell'ambiente possono essere acceduti dal nuovo programma
+quando la sua funzione \func{main} è dichiarata nella forma
+\code{main(int argc, char *argv[], char *envp[])}.
+
Le altre funzioni della famiglia servono per fornire all'utente una serie
-possibile di diverse interfacce per la creazione di un nuovo processo.
+possibile di diverse interfacce per la creazione di un nuovo processo. I loro
+prototipi sono:
+\begin{functions}
+\headdecl{unistd.h}
+\funcdecl{int execl(const char *path, const char *arg, ...)}
+\funcdecl{int execv(const char *path, char *const argv[])}
+\funcdecl{int execle(const char *path, const char *arg, ..., char
+* const envp[])}
+\funcdecl{int execlp(const char *file, const char *arg, ...)}
+\funcdecl{int execvp(const char *file, char *const argv[])}
+
+Sostituiscono l'immagine corrente del processo con quella indicata nel primo
+argomento. I parametri successivi consentono di specificare gli argomenti a
+linea di comando e l'ambiente ricevuti dal nuovo processo.
+
+\bodydesc{Queste funzioni ritornano solo in caso di errore, restituendo
+ -1; nel qual caso \var{errno} andrà ad assumere i valori visti in
+ precedenza per \func{execve}.}
+\end{functions}
+
+Per capire meglio le differenze fra le funzioni della famiglia si può fare
+riferimento allo specchietto riportato in \ntab. La prima differenza riguarda
+le modalità di passaggio dei parametri che poi andranno a costituire gli
+argomenti a linea di comando (cioè i valori di \var{argv} e \var{argc} visti
+dalla funzione \func{main} del programma chiamato).
+
+Queste modalità sono due e sono riassunte dagli mnemonici \code{v} e \code{l}
+che stanno rispettivamente per \textit{vector} e \textit{list}. Nel primo caso
+gli argomenti sono passati tramite il vettore di puntatori \var{argv[]} a
+stringhe terminate con zero che costituiranno gli argomenti a riga di comando,
+questo vettore \emph{deve} essere terminato da un puntatore nullo.
+
+Nel secondo caso le stringhe degli argomenti sono passate alla funzione come
+lista di puntatori, nella forma:
+\begin{lstlisting}[labelstep=0,frame=,indent=1cm]{}
+ char *arg0, char *arg1, ..., char *argn, NULL
+\end{lstlisting}
+che deve essere terminata da un puntatore nullo. In entrambi i casi vale la
+convenzione che il primo argomento (\var{arg0} o \var{argv[0]}) viene usato
+per indicare il nome del file che contiene il programma che verrà eseguito.
+
+\begin{table}[!htb]
+ \footnotesize
+ \centering
+ \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c||c|c|c|}
+ \hline
+ \multicolumn{1}{|c|}{\textbf{Caratteristiche}} &
+ \multicolumn{6}{|c|}{\textbf{Funzioni}} \\
+ \hline
+ &\func{execl\ }&\func{execlp}&\func{execle}
+ &\func{execv\ }& \func{execvp}& \func{execve} \\
+ \hline
+ \hline
+ argomenti a lista &$\bullet$&$\bullet$&$\bullet$&&& \\
+ argomenti a vettore &&&&$\bullet$&$\bullet$&$\bullet$\\
+ \hline
+ filename completo &&$\bullet$&&&$\bullet$& \\
+ ricerca su \var{PATH}&$\bullet$&&$\bullet$&$\bullet$&&$\bullet$ \\
+ \hline
+ ambiente a vettore &&&$\bullet$&&&$\bullet$ \\
+ uso di \var{environ} &$\bullet$&$\bullet$&&$\bullet$&$\bullet$& \\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Confronto delle caratteristiche delle varie funzioni della
+ famiglia \func{exec}.}
+ \label{tab:proc_exec_scheme}
+\end{table}
+La seconda differenza fra le funzioni riguarda le modalità con cui si
+specifica il programma che si vuole eseguire. Con lo mnemonico \code{p} si
+indicano le due funzioni che replicano il comportamento della shell nello
+specificare il comando da eseguire; quando il parametro \var{file} non
+contiene una \file{/} esso viene considerato come un nome di programma, e
+viene eseguita automaticamente una ricerca fra i file presenti nella lista di
+directory specificate dalla variabile di ambiente \var{PATH}. Il file che
+viene posto in esecuzione è il primo che viene trovato. Se si ha un errore 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}.
+
+Le altre quattro funzioni si limitano invece a cercare di eseguire il file
+indicato dal parametro \var{path}, che viene interpretato come il
+\textit{pathname} del programma.
+
+\begin{figure}[htb]
+ \centering
+ \includegraphics[width=13cm]{img/exec_rel}
+ \caption{La interrelazione fra le sei funzioni della famiglia \func{exec}}
+ \label{fig:proc_exec_relat}
+\end{figure}
+
+La terza differenza è come viene passata la lista delle variabili di ambiente.
+Con lo mnemonico \code{e} vengono indicate quelle funzioni che necessitano di
+un vettore di parametri \var{envp[]} analogo a quello usato per gli argomenti
+a riga di comando (terminato quindi da un \macro{NULL}), le altre usano il
+valore della variabile \var{environ} (vedi \secref{sec:proc_environ}) del
+processo di partenza per costruire l'ambiente.
+
+Oltre a mantenere lo stesso \acr{pid}, il nuovo programma fatto partire da
+\func{exec} assume anche una serie di altre proprietà del processo chiamante;
+la lista completa è la seguente:
+\begin{itemize*}
+\item il \textit{process id} (\acr{pid}) ed il \textit{parent process id}
+ (\acr{ppid}).
+\item il \textit{real user id} ed il \textit{real group id} (vedi
+ \secref{sec:proc_access_id}).
+\item i \textit{supplementary group id} (vedi \secref{sec:proc_access_id}).
+\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 (vedi \secref{sec:sig_xxx}).
+\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}).
+\item i valori delle variabili \var{tms\_utime}, \var{tms\_stime},
+ \var{tms\_cutime}, \var{tms\_ustime} (vedi \secref{sec:xxx_xxx}).
+\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 che ha il flag di
+\textit{close-on-exec} (trattato in \secref{sec:file_fcntl}) per ciascun file
+descriptor. 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
+attraverso una \func{exec}, in genere questo è fatto dalla funzione
+\func{opendir} (vedi \secref{sec:file_dir_read}) 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 quando
+il file che si va ad eseguire abbia o il \acr{suid} bit o lo \acr{sgid} bit
+settato, in questo caso l'\textit{effective user id} e l'\textit{effective
+ group id} vengono settati rispettivamente all'utente o al gruppo cui il file
+appartiene (per i dettagli vedi \secref{sec:proc_perms}).
+
+Se il file da eseguire è in formato \emph{a.out} e necessita di librerie
+condivise, viene lanciato il \textit{linker} dinamico \cmd{ld.so} prima del
+programma per caricare le librerie necessarie ed effettuare il link
+dell'eseguibile. Se il programma è in formato ELF per caricare le librerie
+dinamiche viene usato l'interprete indicato nel segmento \macro{PT\_INTERP},
+in genere questo è \file{/lib/ld-linux.so.1} per programmi linkati con le
+\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
+una linea nella forma \cmd{\#!/path/to/interpreter} dove l'interprete indicato
+deve esse un valido programma (binario, non un altro script) che verrà
+chiamato come se si fosse eseguito il comando \cmd{interpreter [arg]
+ filename}.
+
+Con la famiglia delle \func{exec} si chiude il novero delle funzioni su cui è
+basata la gestione dei processi in Unix: con \func{fork} si crea un nuovo
+processo, con \func{exec} si avvia un nuovo programma, con \func{exit} e
+\func{wait} si effettua e verifica la conclusione dei programmi. Tutte le
+altre funzioni sono ausiliarie e servono la lettura e il settaggio dei vari
+parametri connessi ai processi.
-Con \func{exec} si chiude il cerchio delle funzioni su cui si basa il
-controllo 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 si gestisce la conclusione dei programmi.
\section{Il controllo di accesso}
\label{sec:proc_perms}
In questa sezione esamineremo le problematiche relative al controllo di
-accesso dal punto di vista del processi; gli identificativi usati, come questi
-vengono modificati nella creazione e nel lancio di nuovi processi, e le varie
-funzioni per la loro manipolazione diretta.
+accesso dal punto di vista del processi; vedremo quali sono gli identificatori
+usati, come questi possono essere modificati nella creazione e nel lancio di
+nuovi processi, le varie funzioni per la loro manipolazione diretta e tutte le
+problematiche connesse ad una gestione accorta dei privilegi.
+
+
+\subsection{Gli identificatori del controllo di accesso}
+\label{sec:proc_access_id}
+
+Come accennato in \secref{sec:intro_multiuser} il modello base\footnote{in
+ realtà già esistono estensioni di questo modello base, che lo rendono più
+ flessibile e controllabile, come le \textit{capabilities}, le ACL per i file
+ o il \textit{Mandatory Access Control} di SELinux} di sicurezza di un
+sistema unix-like è fondato sui concetti di utente e gruppo, e sulla
+separazione fra l'amministratore (\textsl{root}, detto spesso anche
+\textit{superuser}) che non è sottoposto a restrizioni, ed il resto degli
+utenti, per i quali invece vengono effettuati i vari controlli di accesso.
+
+%Benché il sistema sia piuttosto semplice (è basato su un solo livello di
+% separazione) il sistema permette una
+%notevole flessibilità,
+
+Abbiamo già accennato come il sistema associ ad ogni utente e gruppo due
+identificatori univoci, lo \acr{uid} e il \acr{gid}; questi servono al kernel
+per identificare uno specifico utente o un gruppo di utenti, per poi poter
+controllare che essi siano autorizzati a compiere le operazioni richieste. Ad
+esempio in \secref{sec:file_access_control} vedremo come ad ogni file vengano
+associati un utente ed un gruppo (i suoi \textsl{proprietari}, indicati
+appunto tramite un \acr{uid} ed un \acr{gid}) che vengono controllati dal
+kernel nella gestione dei permessi di accesso.
+
+Dato che tutte le operazioni del sistema vengono compiute dai processi, è
+evidente che per poter implementare un controllo sulle operazioni occorre
+anche poter identificare chi è che ha lanciato un certo programma, e pertanto
+anche a ciascun processo è associato un utente e a 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}.
-
-\subsection{Utente e gruppo di un processo}
-\label{sec:proc_user_group}
-
-Abbiamo già accennato in \secref{sec:intro_multiuser} ad ogni utente ed gruppo
-sono associati due identificatori univoci, lo \acr{uid} e il \acr{gid} che li
-contraddistinguono nei confronti del kernel. Questi identificatori stanno alla
-base del sistema di permessi e protezioni di un sistema unix, e vengono usati
-anche nella gestione dei privilegi di accesso dei processi.
-
-In realtà ad ogni processo è associato un certo numero di identificatori, il
-cui elenco è riportato \ntab, in genere questi derivano direttamente
-dall'utente che ha lanciato il processo (attraverso i valori di \acr{uid} e
-\acr{gid}), e vengono usati sia per il controllo di accesso ai file che per la
-gestione dei privilegi associati ai processi stessi.
\begin{table}[htb]
+ \footnotesize
\centering
- \begin{tabular}[c]{|c|l|p{8cm}|}
+ \begin{tabular}[c]{|c|l|p{6.5cm}|}
\hline
- \textbf{Sigla} & \textbf{Significato} & \textbf{Utilizzo} \\
+ \textbf{Suffisso} & \textbf{Significato} & \textbf{Utilizzo} \\
\hline
\hline
- \acr{ruid} & \textit{real user id} & indica l'utente reale che ha lanciato
+ \acr{uid} & \textit{real user id} & indica l'utente che ha lanciato
il programma\\
- \acr{rgid} & \textit{real group id} & indica il gruppo reale dell'utente
+ \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 effettivo usato
- dal programma \\
- \acr{egid} & \textit{effective group id} & indica il gruppo effettivo usato
- dal programma \\
- & \textit{supplementary group id} & indica i gruppi cui
+ \hline
+ \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 \\
- \acr{suid} & \textit{saved user id} & indica l'utente \\
- \acr{sgid} & \textit{daved group id} & indica il gruppo \\
+ \hline
+ -- & \textit{saved user id} & copia dell'\acr{euid} iniziale\\
+ -- & \textit{saved group id} & copia dell'\acr{egid} iniziale \\
+ \hline
\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 \\
\hline
\end{tabular}
- \caption{Identificatori di utente e gruppo associati a ciascun processo.}
+ \caption{Identificatori di utente e gruppo associati a ciascun processo con
+ indicazione dei suffissi usate dalle varie funzioni di manipolazione.}
\label{tab:proc_uid_gid}
\end{table}
-Il \textit{real user id} e il \textit{real group id} indicano l'utente che ha
-lanciato il processo, e vengono settati al login al valore standard di
-\acr{uid} e \acr{gid} dell'utente letti direttamente da \file{/etc/passwd}.
-Questi non vengono mai cambiati nella creazione di nuovi processi e restano
-sempre gli stessi per tutti i processi avviati in una sessione. In realtà è
-possibile modificarli (vedi \secref{sec:proc_setuid}), ma solo per un processo
-che abbia i privilegi di amministratore (ed è così infatti che \cmd{login},
-che gira con i privilegi di amministratore, li setta ai valori corrispondenti
-all'utente che entra nel sistema).
-
-L'\textit{effective user id}, l'\textit{effective group id} e gli eventuali
-\textit{supplementary group id} sono gli identificativi usati per il controllo
-di accesso ai file secondo quanto descritto in dettaglio in
-\secref{sec:file_perm_overview}. Normalmente sono uguali al \textit{real user
- id} e al \textit{real group id}, a meno che il file posto in esecuzione non
-abbia i bit \acr{suid} o \acr{sgid} settati, nel qual caso vengono settati
-rispettivamente all'\acr{uid} e \acr{gid} del file.
+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}).
+
+Questi identificatori normalmente sono identici ai corrispondenti del gruppo
+\textsl{reale} 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} 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).
+
+Come nel caso del \acr{pid} e del \acr{ppid} tutti questi identificatori
+possono essere letti dal processo attraverso delle opportune funzioni, i cui
+prototipi sono i seguenti:
+\begin{functions}
+ \headdecl{unistd.h}
+ \headdecl{sys/types.h}
+ \funcdecl{uid\_t getuid(void)} Restituisce il \textit{real user id} del
+ processo corrente.
+
+ \funcdecl{uid\_t geteuid(void)} Restituisce l'\textit{effective user id} del
+ processo corrente.
+
+ \funcdecl{gid\_t getgid(void)} Restituisce il \textit{real group id} del
+ processo corrente.
+
+ \funcdecl{gid\_t getegid(void)} Restituisce l'\textit{effective group id} del
+ processo corrente.
+
+ \bodydesc{Queste funzioni non riportano condizioni di errore.}
+\end{functions}
+
+In generale l'uso di privilegi superiori deve essere limitato il più
+possibile, per evitare abusi e problemi di sicurezza, per questo occorre anche
+un meccanismo che consenta ad un programma di rilasciare gli eventuali
+maggiori privilegi necessari, una volta che si siano effettuate le operazioni
+per i quali erano richiesti, e a poterli eventualmente recuperare in caso
+servano di nuovo.
+
+Questo in Linux viene fatto usando altri due gruppi di identificatori, il
+\textit{saved} ed il \textit{filesystem}, 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
+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 all'avvio del processo, prima che
-\textit{effective user id} e \textit{effective group id} vengano modificati
-per tener conto di eventuali \acr{suid} o \acr{sgid}.
+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}.
+
+
+\subsection{Le funzioni \func{setuid} e \func{setgid}}
+\label{sec:proc_setuid}
+Le due funzioni che vengono usate per cambiare identità (cioè utente e gruppo
+di appartenenza) ad un processo sono rispettivamente \func{setuid} e
+\func{setgid}; come accennato in \secref{sec:proc_access_id} in Linux esse
+seguono la semantica POSIX che prevede l'esistenza del \textit{saved user id}
+e del \textit{saved group id}; i loro prototipi sono:
+\begin{functions}
+\headdecl{unistd.h}
+\headdecl{sys/types.h}
-\subsection{Le funzioni \texttt{setuid} e \texttt{setgid}}
-\label{sec:proc_setuid}
+\funcdecl{int setuid(uid\_t uid)} Setta l'\textit{user id} del processo
+corrente.
+\funcdecl{int setgid(gid\_t gid)} Setta il \textit{group id} del processo
+corrente.
-\subsection{Le funzioni \texttt{seteuid} e \texttt{setegid}}
+\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
+ di fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EPERM}.}
+\end{functions}
+
+Il funzionamento di queste due funzioni è analogo, per cui considereremo solo
+la prima; la seconda si comporta esattamente allo stesso modo facendo
+riferimento al \textit{group id} invece che all'\textit{user id}. Gli
+eventuali \textit{supplementary group id} 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}).
+
+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.
+
+Come esempio per chiarire dell'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.
+
+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}}
+\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 \code{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:
+\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)}
+\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
+aggiornare lo stato di \file{/var/log/utmp} il programma eseguirà una
+\code{setgid(utmp)} (dove \var{utmp} è il valore numerico associato al gruppo
+\acr{utmp}, ottenuto ad esempio con una \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:
+\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)}
+\end{eqnarray*}
+consentendo l'accesso a \file{/var/log/utmp}.
+
+Occorre però tenere conto che tutto questo non è possibile con un processo con
+i privilegi di root, in tal caso infatti l'esecuzione una \func{setuid}
+comporta il cambiamento di tutti gli identificatori associati al processo,
+rendendo impossibile riguadagnare i privilegi di amministratore. Questo
+comportamento è corretto per l'uso che ne fa \cmd{login} una volta che crea
+una nuova shell per l'utente; ma quando si vuole cambiare soltanto
+l'\textit{effective user id} del processo per cedere i privilegi occorre
+ricorrere ad altre funzioni (si veda ad esempio \secref{sec:proc_seteuid}).
+
+
+\subsection{Le funzioni \func{setreuid} e \func{setresuid}}
+\label{sec:proc_setreuid}
+
+Queste due funzioni derivano da BSD che, non supportando\footnote{almeno fino
+ alla versione 4.3+BSD TODO, FIXME verificare e aggiornare la nota.} i
+\textit{saved id}, le usava per poter scambiare fra di loro \textit{effective}
+e \textit{real id}. 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
+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
+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.
+
+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.
+
+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
+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.
+
+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 in Linux tutte le volte che vengono usata per modificare uno degli
+identificatori ad un valore diverso dal \textit{real id} precedente, il
+\textit{saved id} viene sempre settato al valore dell'\textit{effective id}.
+
+
+
+\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:
+\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}.
+
+\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
+ di fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EPERM}.}
+\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.
+
+
+\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,
+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 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}.
+
+\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.
+
+Per queste funzioni esistono anche due controparti che permettono di leggere
+in blocco i vari identificatori: \func{getresuid} e \func{getresgid}; i loro
+prototipi sono:
+\begin{functions}
+\headdecl{unistd.h}
+\headdecl{sys/types.h}
+
+\funcdecl{int getresuid(uid\_t *ruid, uid\_t *euid, uid\_t *suid)} Legge il
+\textit{real user id}, l'\textit{effective user id} e il \textit{saved user
+ id} del processo corrente.
+
+\funcdecl{int getresgid(gid\_t *rgid, gid\_t *egid, gid\_t *sgid)} Legge il
+\textit{real group id}, l'\textit{effective group id} e il \textit{saved group
+ id} del processo corrente.
+
+\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso di
+ fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EFAULT} se gli indirizzi delle
+ variabili di ritorno non sono validi.}
+\end{functions}
+
+Anche queste funzioni sono una 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 i
+\textit{saved id}.
+
+
+\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_access_id} 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,
+così che l'utente non possa inviare segnali al server NFS.
+
+Le due funzioni usate per cambiare questi identificatori sono \func{setfsuid}
+e \func{setfsgid}, ovviamente sono specifiche di Linux e non devono essere
+usate se si intendono scrivere programmi portabili; i loro prototipi sono:
+\begin{functions}
+\headdecl{sys/fsuid.h}
+
+\funcdecl{int setfsuid(uid\_t fsuid)} Setta il \textit{filesystem user id} del
+processo corrente a \var{fsuid}.
+
+\funcdecl{int setfsgid(gid\_t fsgid)} Setta l'\textit{filesystem group id} 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 \textit{real}, \textit{effective} o \textit{saved id}.
+
+
+\subsection{Le funzioni \func{setgroups} e \func{getgroups}}
+\label{sec:proc_setgroups}
+
+Le ultime funzioni che esamineremo sono quelle 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} viene
+ settata a:
+ \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
+l'\textit{effective user id} 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
+e passando indietro il numero dei gruppi trovati.
+
+Per settare 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)} Setta 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} viene settata a:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
+ \item[\macro{EPERM}] il processo non ha i privilegi di amministratore.
+ \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{size} è maggiore del valore
+ massimo (\macro{NGROUPS}, che per Linux è 32).
+ \end{errlist}}
+\end{functions}
+
+Se invece si vogliono settare 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)} Setta 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} viene settata agli 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} costruendo
+una lista di gruppi supplementari a cui aggiunge \param{group}, che poi setta
+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}\footnote{che è la parte del kernel che si occupa di
+ stabilire quale processo dovrà essere posto in esecuzione.} assegna la CPU
+ai vari processi attivi. In particolare prendremo in esame i vari meccanismi
+con cui viene gestita l'assgnazione 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 ogni caso essa dipende in maniera
+essenziale anche dal tipo di utilizzo che deve essere fatto del sistema.
+
+La cosa è resa ancora più complicata dal fatto che con sistemi
+multi-processore si introduce anche la complessità dovuta alla scelta di 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 occorrono meccanismi per
+ determininare quale è la migliore scelta fra le diverse CPU.} Tutto questo
+comunque appartiene alle sottigliezze dell'implementazione del kernel, e dal
+punto di vista dei programmi che girano in user space di può pensare sempre
+alla risorsa tempo di esecuzione, governata dagli stessi mecca, che nel caso
+di più processori sarà a disposizione di più di un processo alla volta.
+
+Si tenga presente inoltre che l'utilizzo della CPU è soltanto una delle
+risorse (insieme alla memoria e all'accesso alle periferiche) che sono
+necessarie per l'esecuzione di un programma, e spesso non è neanche la più
+importante. Per questo non è affatto detto che dare ad un programma la massima
+priorità di esecuzione abbia risultati significativi in termini di
+prestazioni.
+
+La politica tradizionale di scheduling di Unix (che tratteremo in
+\secref{sec:proc_sched_stand}) è sempre stata basata su delle priorità
+dinamiche, che assicurassaro che tutti i processi, anche i meno importanti,
+potessero ricevere un po' di tempo di CPU.
+
+Lo standard POSIX però per tenere conto dei sistemi real-time,\footnote{per
+ sistema real-time si intende un sistema in grado di eseguire operazioni in
+ tempo reale; 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 in che devono essere
+eseguiti in un determinato momento non debbano aspettare la conclusione di un
+altri processi che non hanno questa necessità, ha introdotto il concetto di
+\textsl{priorità assoluta}, chimata anche \textsl{priorità statica}, in
+contrapposizione con la normale priorità dinamica.
+
+Il concetto di prorità assoluta dice che quando due processi si contendono
+l'esecuzione, vince sempre quello con la priorità assoluta più alta, anche,
+grazie al \textit{prehemptive scheduling}, se l'altro è in esecuzione.
+Ovviamente questo avviene solo per i processi che sono pronti per essere
+eseguiti (cioè nello stato \textit{runnable}\footnote{lo stato di un processo
+ è riportato nel campo \texttt{STAT} dell'output del comando \cmd{ps},
+ abbiamo già visto che lo stato di \textit{zombie} è indicato con \texttt{Z},
+ gli stati \textit{runnable}, \textit{sleep} e di I/O (\textit{uninteruttible
+ sleep}) sono invece indicati con \texttt{R}, \texttt{S} e \texttt{D}.}),
+la priorità assoluta viene invece ignorata per quelli che sono bloccati su una
+richiesta di I/O o in stato di \textit{sleep}.
+
+Questa viene in genere indicata con un numero
+
+
+
+
+\subsection{Il meccanismo di \textit{scheduling} standard}
+\label{sec:proc_sched_stand}
+
+In Linux tutti i processi hanno sostanzialmente la stessa priorità; benché sia
+possibile specificare una priorità assoluta secondo lo standard POSIX
+(argomento che tratteremo più avanti) l'uso comune segue quello che è il
+meccanismo tradizionale con cui i sistemi
+
+
+
+
+\section{Problematiche di programmazione multitasking}
+\label{sec:proc_multi_prog}
+
+Benché i processi siano strutturati in modo da apparire il più possibile come
+indipendenti l'uno dall'altro, nella programmazione in un sistema multitasking
+occorre tenere conto di una serie di problematiche che normalmente non
+esistono quando si ha a che fare con un sistema in cui viene eseguito un solo
+programma alla volta.
+
+Pur essendo questo argomento di carattere generale, ci è parso opportuno
+introdurre sinteticamente queste problematiche, che ritroveremo a più riprese
+in capitoli successivi, in questa sezione conclusiva del capitolo in cui
+abbiamo affrontato la gestione dei processi.
+
+
+\subsection{Le operazioni atomiche}
+\label{sec:proc_atom_oper}
+
+La nozione di \textsl{operazione atomica} deriva dal significato greco della
+parola atomo, cioè indivisibile; si dice infatti che una 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
+\secref{sec:proc_race_cond}) derivanti da operazioni interrotte in una fase in
+cui non erano ancora state completate.
+
+Nel caso dell'interazione fra processi la situazione è molto più semplice, ed
+occorre preoccuparsi della atomicità delle operazioni solo quando si ha a che
+fare con meccanismi di intercomunicazione (che esamineremo in dettaglio in
+\capref{cha:IPC}) o nelle operazioni con i file (vedremo alcuni esempi in
+\secref{sec:file_atomic}). In questi casi in genere l'uso delle appropriate
+funzioni di libreria per compiere le operazioni necessarie è garanzia
+sufficiente di atomicità in quanto le system call con cui esse sono realizzate
+non possono essere interrotte (o subire interferenze pericolose) da altri
+processi.
+
+Nel caso dei segnali invece la situazione è molto più delicata, in quanto lo
+stesso processo, e pure alcune system call, possono essere interrotti in
+qualunque momento, e le operazioni di un eventuale \textit{signal handler}
+sono compiute nello stesso spazio di indirizzi del processo. Per questo anche
+il solo accesso o l'assegnazione di una variabile possono non essere più
+operazioni atomiche (torneremo su questi aspetti in \secref{sec:sign_xxx}).
+
+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}, gli altri interi di dimensione inferiore ed i puntatori sono
+atomici. Non è affatto detto che lo stesso valga per interi di dimensioni
+maggiori (in cui l'accesso può comportare più istruzioni in assembler) o per
+le strutture. In tutti questi casi è anche opportuno marcare come
+\type{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}}
+\label{sec:proc_race_cond}
+
+Si definiscono \textit{race condition} tutte quelle situazioni in cui processi
+diversi operano su una risorsa comune, ed in cui il risultato viene a
+dipendere dall'ordine in cui essi effettuano le loro operazioni. Il caso
+tipico è quello di una 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 si 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}) del programma, siano opportunamente protette da
+meccanismi di sincronizzazione (torneremo su queste problematiche di questo
+tipo in \secref{sec:ipc_semaph}).
+
+Un caso particolare di \textit{race condition} sono poi i cosiddetti
+\textit{deadlock}, particolarmente gravi in quanto comportano spesso il blocco
+completo di un servizio, e non il fallimento di una singola operazione.
+L'esempio tipico di una situazione che può condurre ad un \textit{deadlock} è
+quello in cui un flag di ``occupazione'' viene rilasciato da un evento
+asincrono (come un segnale o un altro processo) fra il momento in cui lo si è
+controllato (trovandolo occupato) e la successiva operazione di attesa per lo
+sblocco. In questo caso, dato che l'evento di sblocco del flag è avvenuto
+senza che ce ne accorgessimo proprio fra il controllo e la messa in attesa,
+quest'ultima diventerà perpetua (da cui il nome di \textit{deadlock}).
+
+In tutti questi casi è di fondamentale importanza il concetto di atomicità
+visto in \secref{sec:proc_atom_oper}; questi problemi infatti possono essere
+risolti soltanto assicurandosi, quando essa sia richiesta, che sia possibile
+eseguire in maniera atomica le operazioni necessarie.
+
+
+\subsection{Le funzioni rientranti}
+\label{sec:proc_reentrant}
+
+Si dice \textsl{rientrante} una funzione che può essere interrotta in
+qualunque punto della sua esecuzione ed essere chiamata una seconda volta da
+un altro thread di esecuzione senza che questo comporti nessun problema nella
+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 tutte le volte 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