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ambiente multitasking.
-\section{Le funzioni di base}% della gestione dei processi}
+\section{Le funzioni di base della gestione dei processi}
\label{sec:proc_handling}
In questa sezione tratteremo le problematiche della gestione dei processi
caratteristiche fondanti di Unix, che esamineremo in dettaglio più avanti, è
che qualunque processo può a sua volta generarne altri. Ogni processo è
identificato presso il sistema da un numero univoco, il cosiddetto
-\textit{process identifier} o, più brevemente, \acr{pid}, assegnato in forma
+\textit{Process ID} o, più brevemente, \ids{PID}, assegnato in forma
progressiva (vedi sez.~\ref{sec:proc_pid}) quando il processo viene creato.
Una seconda caratteristica di un sistema unix-like è che la generazione di un
di partenza esiste un processo speciale (che normalmente è \cmd{/sbin/init}),
che come abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:intro_kern_and_sys} viene lanciato
dal kernel alla conclusione della fase di avvio. Essendo questo il primo
-processo lanciato dal sistema ha sempre il \acr{pid} uguale a 1 e non è figlio
+processo lanciato dal sistema ha sempre il \ids{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
qualunque altro programma, e in casi di emergenza (ad esempio se il file di
\cmd{init} si fosse corrotto) è ad esempio possibile lanciare una shell al suo
posto.\footnote{la cosa si fa passando la riga \cmd{init=/bin/sh} come
- parametro di avvio del kernel, l'argomento è di natura amministrativa e
+ parametro di avvio del kernel, l'argomento è di natura sistemistica e
trattato in sez.~5.3 di \cite{AGL}.}
\begin{figure}[!htb]
\footnotesize
-\begin{Command}
-[piccardi@gont piccardi]$ pstree -n
-\end{Command}
-\begin{Terminal}
+\begin{Console}
+[piccardi@gont piccardi]$ \textbf{pstree -n}
init-+-keventd
|-kapm-idled
|-kreiserfsd
|-5*[getty]
|-snort
`-wwwoffled
-\end{Terminal}
+\end{Console}
%$
\caption{L'albero dei processi, così come riportato dal comando
\cmd{pstree}.}
del tutto vero, in Linux, specialmente nelle versioni più recenti del
kernel, ci sono alcuni processi speciali (come \cmd{keventd}, \cmd{kswapd},
ecc.) che pur comparendo nei comandi come figli di \cmd{init}, o con
- \acr{pid} successivi ad uno, sono in realtà processi interni al kernel e che
+ \ids{PID} successivi ad uno, sono in realtà processi interni al kernel e che
non rientrano in questa classificazione.}
+\itindbeg{process~table}
+
Il kernel mantiene una tabella dei processi attivi, la cosiddetta
-\itindex{process~table} \textit{process table}. Per ciascun processo viene
-mantenuta una voce in questa tabella, costituita da una struttura
-\struct{task\_struct}, che contiene tutte le informazioni rilevanti per quel
-processo. Tutte le strutture usate a questo scopo sono dichiarate
-nell'\textit{header file} \file{linux/sched.h}, ed uno schema semplificato,
-che riporta la struttura delle principali informazioni contenute nella
-\struct{task\_struct} (che in seguito incontreremo a più riprese), è mostrato
-in fig.~\ref{fig:proc_task_struct}.
+\textit{process table}. Per ciascun processo viene mantenuta una voce in
+questa tabella, costituita da una struttura \kstruct{task\_struct}, che
+contiene tutte le informazioni rilevanti per quel processo. Tutte le strutture
+usate a questo scopo sono dichiarate nell'\textit{header file}
+\file{linux/sched.h}, ed uno schema semplificato, che riporta la struttura
+delle principali informazioni contenute nella \texttt{task\_struct} (che in
+seguito incontreremo a più riprese), è mostrato in
+fig.~\ref{fig:proc_task_struct}.
\begin{figure}[!htb]
\centering \includegraphics[width=14cm]{img/task_struct}
- \caption{Schema semplificato dell'architettura delle strutture usate dal
- kernel nella gestione dei processi.}
+ \caption{Schema semplificato dell'architettura delle strutture (
+ \kstructd{task\_struct}, \kstructd{fs\_struct}, \kstructd{file\_struct})
+ usate dal kernel nella gestione dei processi.}
\label{fig:proc_task_struct}
\end{figure}
+\itindend{process~table}
+
% TODO la task_struct è cambiata per qualche dettaglio vedi anche
% http://www.ibm.com/developerworks/linux/library/l-linux-process-management/
% TODO completare la parte su quando viene chiamato lo scheduler.
-Come accennato in sez.~\ref{sec:intro_unix_struct} è lo \itindex{scheduler}
-\textit{scheduler} che decide quale processo mettere in esecuzione; esso viene
-eseguito ad ogni \textit{system call} ed ad ogni interrupt e in una serie di
-altre occasioni, ma può essere anche attivato esplicitamente. Il timer di
-sistema provvede comunque a che esso sia invocato periodicamente; generando un
-interrupt periodico secondo la frequenza specificata dalla costante
-\const{HZ},\footnote{fino al kernel 2.4 il valore di \const{HZ} era 100 su
- tutte le architetture tranne l'alpha, per cui era 1000, nel 2.6 è stato
- portato a 1000 su tutte; dal 2.6.13 lo si può impostare in fase di
- compilazione del kernel, con un default di 250 e valori possibili di 100,
- 250, 1000 e dal 2.6.20 anche 300 (che è divisibile per le frequenze di
- refresh della televisione); occorre fare attenzione a non confondere questo
- valore con quello dei \itindex{clock~tick} \textit{clock tick} (vedi
- sez.~\ref{sec:sys_unix_time}).} definita in \file{asm/param.h}, ed il cui
-valore è espresso in Hertz.
+\itindbeg{scheduler}
+
+Come accennato in sez.~\ref{sec:intro_unix_struct} è lo \textit{scheduler} che
+decide quale processo mettere in esecuzione; esso viene eseguito in occasione
+di dell'invocazione di ogni \textit{system call} ed per ogni interrupt
+dall'hardware oltre che in una serie di altre occasioni, e può essere anche
+attivato esplicitamente. Il timer di sistema provvede comunque a che esso sia
+invocato periodicamente, generando un interrupt periodico secondo una
+frequenza predeterminata, specificata dalla costante \const{HZ} del kernel
+(torneremo su questo argomento in sez.~\ref{sec:sys_unix_time}), che assicura
+che lo \textit{scheduler} venga comunque eseguito ad intervalli regolari e
+possa prendere le sue decisioni.
A partire dal kernel 2.6.21 è stato introdotto anche un meccanismo
completamente diverso, detto \textit{tickless}, in cui non c'è più una
sospensione anche per lunghi periodi di tempo.
Indipendentemente dalle motivazioni per cui questo avviene, ogni volta che
-viene eseguito lo \itindex{scheduler} \textit{scheduler} effettua il calcolo
-delle priorità dei vari processi attivi (torneremo su questo in
-sez.~\ref{sec:proc_priority}) e stabilisce quale di essi debba essere posto in
-esecuzione fino alla successiva invocazione.
+viene eseguito lo \textit{scheduler} effettua il calcolo delle priorità dei
+vari processi attivi (torneremo su questo in sez.~\ref{sec:proc_priority}) e
+stabilisce quale di essi debba essere posto in esecuzione fino alla successiva
+invocazione.
+\itindend{scheduler}
\subsection{Gli identificatori dei processi}
\label{sec:proc_pid}
+\itindbeg{Process~ID~(PID)}
+
Come accennato nella sezione precedente ogni processo viene identificato dal
sistema da un numero identificativo univoco, il \textit{process ID} o
-\acr{pid}. Questo è un tipo di dato standard, \type{pid\_t} che in genere è un
-intero con segno (nel caso di Linux e delle \acr{glibc} il tipo usato è
+\ids{PID}. Questo è un tipo di dato standard, \type{pid\_t} che in genere è un
+intero con segno (nel caso di Linux e della \acr{glibc} il tipo usato è
\ctyp{int}).
-Il \acr{pid} viene assegnato in forma progressiva ogni volta che un nuovo
+Il \ids{PID} viene assegnato in forma progressiva ogni volta che un nuovo
processo viene creato,\footnote{in genere viene assegnato il numero successivo
a quello usato per l'ultimo processo creato, a meno che questo numero non
- sia già utilizzato per un altro \acr{pid}, \acr{pgid} o \acr{sid} (vedi
+ sia già utilizzato per un altro \ids{PID}, \acr{pgid} o \acr{sid} (vedi
sez.~\ref{sec:sess_proc_group}).} fino ad un limite che, essendo il
-tradizionalmente il \acr{pid} un numero positivo memorizzato in un intero a 16
+tradizionalmente il \ids{PID} un numero positivo memorizzato in un intero a 16
bit, arriva ad un massimo di 32768. Oltre questo valore l'assegnazione
riparte dal numero più basso disponibile a partire da un minimo di
300,\footnote{questi valori, fino al kernel 2.4.x, erano definiti dalla macro
- \const{PID\_MAX} nei file \file{threads.h} e \file{fork.c} dei sorgenti del
- kernel, con il 2.6.x e la nuova interfaccia per i \itindex{thread}
- \textit{thread} anche il meccanismo di allocazione dei \acr{pid} è stato
- modificato ed il valore massimo è impostabile attraverso il file
- \procfile{/proc/sys/kernel/pid\_max} e di default vale 32768.} che serve a
-riservare i \acr{pid} più bassi ai processi eseguiti direttamente dal kernel.
-Per questo motivo, come visto in sez.~\ref{sec:proc_hierarchy}, il processo di
-avvio (\cmd{init}) ha sempre il \acr{pid} uguale a uno.
-
-Tutti i processi inoltre memorizzano anche il \acr{pid} del genitore da cui
-sono stati creati, questo viene chiamato in genere \acr{ppid} (da
-\textit{parent process ID}). Questi due identificativi possono essere
-ottenuti usando le due funzioni \funcd{getpid} e \funcd{getppid}, i cui
-prototipi sono:
+ \constd{PID\_MAX} nei file \file{threads.h} e \file{fork.c} dei sorgenti del
+ kernel, con il 2.6.x e la nuova interfaccia per i \textit{thread} anche il
+ meccanismo di allocazione dei \ids{PID} è stato modificato ed il valore
+ massimo è impostabile attraverso il file \sysctlfiled{kernel/pid\_max} e di
+ default vale 32768.} che serve a riservare i \ids{PID} più bassi ai processi
+eseguiti direttamente dal kernel. Per questo motivo, come visto in
+sez.~\ref{sec:proc_hierarchy}, il processo di avvio (\cmd{init}) ha sempre il
+\ids{PID} uguale a uno.
+
+\itindbeg{Parent~Process~ID~(PPID)}
+
+Tutti i processi inoltre memorizzano anche il \ids{PID} del genitore da cui
+sono stati creati, questo viene chiamato in genere \ids{PPID} (da
+\textit{Parent Process ID}). Questi due identificativi possono essere
+ottenuti usando le due funzioni di sistema \funcd{getpid} e \funcd{getppid}, i
+cui prototipi sono:
\begin{funcproto}{
\fhead{sys/types.h}
\fhead{unistd.h}
\fdecl{pid\_t getpid(void)}
-\fdesc{Restituisce il \acr{pid} del processo corrente..}
+\fdesc{Restituisce il \ids{PID} del processo corrente..}
\fdecl{pid\_t getppid(void)}
-\fdesc{Restituisce il \acr{pid} del padre del processo corrente.}
+\fdesc{Restituisce il \ids{PID} del padre del processo corrente.}
}
{Entrambe le funzioni non riportano condizioni di errore.}
\end{funcproto}
\noindent esempi dell'uso di queste funzioni sono riportati in
-fig.~\ref{fig:proc_fork_code}, nel programma \file{ForkTest.c}.
+fig.~\ref{fig:proc_fork_code}, nel programma \file{fork\_test.c}.
-Il fatto che il \acr{pid} sia un numero univoco per il sistema lo rende un
+Il fatto che il \ids{PID} sia un numero univoco per il sistema lo rende un
candidato per generare ulteriori indicatori associati al processo di cui
diventa possibile garantire l'unicità: ad esempio in alcune implementazioni la
funzione \func{tempnam} (si veda sez.~\ref{sec:file_temp_file}) usa il
-\acr{pid} per generare un \itindex{pathname} \textit{pathname} univoco, che
-non potrà essere replicato da un altro processo che usi la stessa
-funzione. Questo utilizzo però può risultare pericoloso, un \acr{pid} infatti
-è univoco solo fintanto che un processo è attivo, una volta terminato esso
-potrà essere riutilizzato da un processo completamente diverso, e di questo
-bisogna essere ben consapevoli.
+\ids{PID} per generare un \textit{pathname} univoco, che non potrà essere
+replicato da un altro processo che usi la stessa funzione. Questo utilizzo
+però può risultare pericoloso, un \ids{PID} infatti è univoco solo fintanto
+che un processo è attivo, una volta terminato esso potrà essere riutilizzato
+da un processo completamente diverso, e di questo bisogna essere ben
+consapevoli.
Tutti i processi figli dello stesso processo padre sono detti
\textit{sibling}, questa è una delle relazioni usate nel \textsl{controllo di
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
+Oltre al \ids{PID} e al \ids{PPID}, e a quelli che vedremo in
sez.~\ref{sec:sess_proc_group}, relativi al controllo di sessione, ad ogni
processo vengono associati degli ulteriori identificatori ed in particolare
quelli che vengono usati per il controllo di accesso. Questi servono per
l'argomento è complesso e sarà affrontato in dettaglio in
sez.~\ref{sec:proc_perms}.
+\itindend{Process~ID~(PID)}
+\itindend{Parent~Process~ID~(PPID)}
\subsection{La funzione \func{fork} e le funzioni di creazione dei processi}
\label{sec:proc_fork}
-La funzione \funcd{fork} è la funzione fondamentale della gestione dei
-processi: come si è detto tradizionalmente l'unico modo di creare un nuovo
+La funzione di sistema \funcd{fork} è la funzione fondamentale della gestione
+dei processi: come si è detto tradizionalmente l'unico modo di creare un nuovo
processo era attraverso l'uso di questa funzione,\footnote{in realtà oggi la
\textit{system call} usata da Linux per creare nuovi processi è \func{clone}
- (vedi \ref{sec:process_clone}), anche perché a partire dalle \acr{glibc}
+ (vedi \ref{sec:process_clone}), anche perché a partire dalla \acr{glibc}
2.3.3 non viene più usata la \textit{system call} originale, ma la stessa
\func{fork} viene implementata tramite \func{clone}, cosa che consente una
migliore interazione coi \textit{thread}.} essa quindi riveste un ruolo
\fdecl{pid\_t fork(void)}
\fdesc{Crea un nuovo processo.}
}
-{La funzione ritorna il \acr{pid} del figlio al padre e $0$ al figlio in caso
+{La funzione ritorna il \ids{PID} del figlio al padre e $0$ al figlio in caso
di successo e $-1$ al padre senza creare il figlio per un errore,
nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
\begin{errlist}
Dopo il successo dell'esecuzione di una \func{fork} sia il processo padre che
il processo figlio continuano ad essere eseguiti normalmente a partire
-dall'istruzione successiva alla \func{fork}. Il processo figlio è una copia del
-padre, e riceve una copia dei \index{segmento!testo} segmenti di testo,
-\index{segmento!dati} dati e dello \itindex{stack} \textit{stack} (vedi
-sez.~\ref{sec:proc_mem_layout}), ed esegue esattamente lo stesso codice del
-padre. Si tenga presente però che la memoria è copiata e non condivisa,
-pertanto padre e figlio vedranno variabili diverse e le eventuali modifiche
-saranno totalmente indipendenti.
-
-Per quanto riguarda la gestione della memoria, in generale il
-\index{segmento!testo} segmento di testo, che è identico per i due processi, è
-condiviso e tenuto in sola lettura per il padre e per i figli. Per gli altri
-segmenti Linux utilizza la tecnica del \itindex{copy~on~write} \textit{copy on
- write}. Questa tecnica comporta che una pagina di memoria viene
-effettivamente copiata per il nuovo processo solo quando ci viene effettuata
-sopra una scrittura, e si ha quindi una reale differenza fra padre e figlio.
-In questo modo si rende molto più efficiente il meccanismo della creazione di
-un nuovo processo, non essendo più necessaria la copia di tutto lo spazio
-degli indirizzi virtuali del padre, ma solo delle pagine di memoria che sono
-state modificate, e solo al momento della modifica stessa.
+dall'istruzione successiva alla \func{fork}. Il processo figlio è una copia
+del padre, e riceve una copia dei segmenti di testo, dati e dello
+\textit{stack} (vedi sez.~\ref{sec:proc_mem_layout}), ed esegue esattamente lo
+stesso codice del padre. Si tenga presente però che la memoria è copiata e non
+condivisa, pertanto padre e figlio vedranno variabili diverse e le eventuali
+modifiche saranno totalmente indipendenti.
+
+\itindbeg{copy~on~write}
+
+Per quanto riguarda la gestione della memoria, in generale il segmento di
+testo, che è identico per i due processi, è condiviso e tenuto in sola lettura
+per il padre e per i figli. Per gli altri segmenti Linux utilizza la tecnica
+del \textit{copy on write}. Questa tecnica comporta che una pagina di memoria
+viene effettivamente copiata per il nuovo processo solo quando ci viene
+effettuata sopra una scrittura, e si ha quindi una reale differenza fra padre
+e figlio. In questo modo si rende molto più efficiente il meccanismo della
+creazione di un nuovo processo, non essendo più necessaria la copia di tutto
+lo spazio degli indirizzi virtuali del padre, ma solo delle pagine di memoria
+che sono state modificate, e solo al momento della modifica stessa.
+
+\itindend{copy~on~write}
La differenza che si ha nei due processi è che nel processo padre il valore di
-ritorno della funzione \func{fork} è il \acr{pid} del processo figlio, mentre
+ritorno della funzione \func{fork} è il \ids{PID} del processo figlio, mentre
nel figlio è zero; in questo modo il programma può identificare se viene
eseguito dal padre o dal figlio. Si noti come la funzione \func{fork} ritorni
due volte, una nel padre e una nel figlio.
La scelta di questi valori di ritorno non è casuale, un processo infatti può
avere più figli, ed il valore di ritorno di \func{fork} è l'unico modo che gli
permette di identificare quello appena creato. Al contrario un figlio ha
-sempre un solo padre, il cui \acr{pid} può sempre essere ottenuto con
+sempre un solo padre, il cui \ids{PID} può sempre essere ottenuto con
\func{getppid}, come spiegato in sez.~\ref{sec:proc_pid}, per cui si usa il
-valore nullo, che non è il \acr{pid} di nessun processo.
+valore nullo, che non è il \ids{PID} di nessun processo.
Normalmente la chiamata a \func{fork} può fallire solo per due ragioni: o ci
sono già troppi processi nel sistema, il che di solito è sintomo che
qualcos'altro non sta andando per il verso giusto, o si è ecceduto il limite
-sul numero totale di processi permessi all'utente argomento su cui torneremo
-in sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}, (vedi in particolare
-tab.~\ref{tab:sys_rlimit_values}).
+sul numero totale di processi permessi all'utente, argomento che tratteremo in
+dettaglio in sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}.
L'uso di \func{fork} avviene secondo due modalità principali; la prima è
quella in cui all'interno di un programma si creano processi figli cui viene
\begin{figure}[!htb]
\footnotesize \centering
\begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
- \includecodesample{listati/ForkTest.c}
+ \includecodesample{listati/fork_test.c}
\end{minipage}
\normalsize
- \caption{Esempio di codice per la creazione di nuovi processi.}
+ \caption{Esempio di codice per la creazione di nuovi processi (da
+ \file{fork\_test.c}).}
\label{fig:proc_fork_code}
\end{figure}
degli eventuali tempi di attesa in secondi (eseguiti tramite la funzione
\func{sleep}) per il padre ed il figlio (con \cmd{forktest -h} si ottiene la
descrizione delle opzioni). Il codice completo, compresa la parte che gestisce
-le opzioni a riga di comando, è disponibile nel file \file{ForkTest.c},
+le opzioni a riga di comando, è disponibile nel file \file{fork\_test.c},
distribuito insieme agli altri sorgenti degli esempi su
\url{http://gapil.truelite.it/gapil_source.tgz}.
Decifrato il numero di figli da creare, il ciclo principale del programma
-(\texttt{\small 24--40}) esegue in successione la creazione dei processi figli
+(\texttt{\small 24-40}) esegue in successione la creazione dei processi figli
controllando il successo della chiamata a \func{fork} (\texttt{\small
- 25--29}); ciascun figlio (\texttt{\small 31--34}) si limita a stampare il
+ 25-29}); ciascun figlio (\texttt{\small 31-34}) si limita a stampare il
suo numero di successione, eventualmente attendere il numero di secondi
specificato e scrivere un messaggio prima di uscire. Il processo padre invece
-(\texttt{\small 36--38}) stampa un messaggio di creazione, eventualmente
+(\texttt{\small 36-38}) stampa un messaggio di creazione, eventualmente
attende il numero di secondi specificato, e procede nell'esecuzione del ciclo;
alla conclusione del ciclo, prima di uscire, può essere specificato un altro
periodo di attesa.
Se eseguiamo il comando, che è preceduto dall'istruzione \code{export
LD\_LIBRARY\_PATH=./} per permettere l'uso delle librerie dinamiche, senza
-specificare attese (come si può notare in (\texttt{\small 17--19}) i valori
+specificare attese (come si può notare in (\texttt{\small 17-19}) i valori
predefiniti specificano di non attendere), otterremo come risultato sul
terminale:
-\begin{Command}
-[piccardi@selidor sources]$ export LD_LIBRARY_PATH=./; ./forktest 3
-\end{Command}
-%$
-\begin{Terminal}
+\begin{Console}
+[piccardi@selidor sources]$ \textbf{export LD_LIBRARY_PATH=./; ./forktest 3}
Process 1963: forking 3 child
Spawned 1 child, pid 1964
Child 1 successfully executing
Child 3, parent 1963, exiting
Spawned 3 child, pid 1966
Go to next child
-\end{Terminal}
+\end{Console}
+%$
Esaminiamo questo risultato: una prima conclusione che si può trarre è che non
si può dire quale processo fra il padre ed il figlio venga eseguito per primo
dopo la chiamata a \func{fork}; dall'esempio si può notare infatti come nei
primi due cicli sia stato eseguito per primo il padre (con la stampa del
-\acr{pid} del nuovo processo) per poi passare all'esecuzione del figlio
+\ids{PID} del nuovo processo) per poi passare all'esecuzione del figlio
(completata con i due avvisi di esecuzione ed uscita), e tornare
all'esecuzione del padre (con la stampa del passaggio al ciclo successivo),
mentre la terza volta è stato prima eseguito il figlio (fino alla conclusione)
e poi il padre.
In generale l'ordine di esecuzione dipenderà, oltre che dall'algoritmo di
-\itindex{scheduler} \textit{scheduling} usato dal kernel, dalla particolare
-situazione in cui si trova la macchina al momento della chiamata, risultando
-del tutto impredicibile. Eseguendo più volte il programma di prova e
-producendo un numero diverso di figli, si sono ottenute situazioni
-completamente diverse, compreso il caso in cui il processo padre ha eseguito
-più di una \func{fork} prima che uno dei figli venisse messo in esecuzione.
+\textit{scheduling} usato dal kernel, dalla particolare situazione in cui si
+trova la macchina al momento della chiamata, risultando del tutto
+impredicibile. Eseguendo più volte il programma di prova e producendo un
+numero diverso di figli, si sono ottenute situazioni completamente diverse,
+compreso il caso in cui il processo padre ha eseguito più di una \func{fork}
+prima che uno dei figli venisse messo in esecuzione.
Pertanto non si può fare nessuna assunzione sulla sequenza di esecuzione delle
istruzioni del codice fra padre e figli, né sull'ordine in cui questi potranno
essere messi in esecuzione. Se è necessaria una qualche forma di precedenza
occorrerà provvedere ad espliciti meccanismi di sincronizzazione, pena il
-rischio di incorrere nelle cosiddette \itindex{race~condition} \textit{race
- condition} (vedi sez.~\ref{sec:proc_race_cond}).
-
-In realtà con l'introduzione dei kernel della serie 2.6 lo \itindex{scheduler}
-\textit{scheduler} è stato modificato per eseguire sempre per primo il
-figlio.\footnote{i risultati precedenti infatti sono stati ottenuti usando un
- kernel della serie 2.4.} Questa è una ottimizzazione adottata per evitare
-che il padre, effettuando per primo una operazione di scrittura in memoria,
-attivasse il meccanismo del \itindex{copy~on~write} \textit{copy on write},
-operazione inutile qualora il figlio venga creato solo per eseguire una
-\func{exec} su altro programma che scarta completamente lo spazio degli
-indirizzi e rende superflua la copia della memoria modificata dal
-padre. Eseguendo sempre per primo il figlio la \func{exec} verrebbe effettuata
-subito, con la certezza di utilizzare \itindex{copy~on~write} \textit{copy on
- write} solo quando necessario.
+rischio di incorrere nelle cosiddette \textit{race condition} (vedi
+sez.~\ref{sec:proc_race_cond}).
+
+In realtà con l'introduzione dei kernel della serie 2.6 lo \textit{scheduler}
+è stato modificato per eseguire sempre per primo il figlio.\footnote{i
+ risultati precedenti infatti sono stati ottenuti usando un kernel della
+ serie 2.4.} Questa è una ottimizzazione adottata per evitare che il padre,
+effettuando per primo una operazione di scrittura in memoria, attivasse il
+meccanismo del \textit{copy on write}, operazione inutile qualora il figlio
+venga creato solo per eseguire una \func{exec} su altro programma che scarta
+completamente lo spazio degli indirizzi e rende superflua la copia della
+memoria modificata dal padre. Eseguendo sempre per primo il figlio la
+\func{exec} verrebbe effettuata subito, con la certezza di utilizzare
+\textit{copy on write} solo quando necessario.
Con il kernel 2.6.32 però il comportamento è stato nuovamente cambiato,
stavolta facendo eseguire per primo sempre il padre. Si è realizzato infatti
Un secondo aspetto molto importante nella creazione dei processi figli è
quello dell'interazione dei vari processi con i file. Ne parleremo qui anche
se buona parte dei concetti relativi ai file verranno trattati più avanti
-(principalmente nel cap.~\ref{cha:file_unix_interface}). Per illustrare meglio
+(principalmente in sez.~\ref{sec:file_unix_interface}). Per illustrare meglio
quello che avviene si può redirigere su un file l'output del programma di
test, quello che otterremo è:
-\begin{Command}
-[piccardi@selidor sources]$ ./forktest 3 > output
-[piccardi@selidor sources]$ cat output
-\end{Command}
-\begin{Terminal}
+\begin{Console}
+[piccardi@selidor sources]$ \textbf{./forktest 3 > output}
+[piccardi@selidor sources]$ \textbf{cat output}
Process 1967: forking 3 child
Child 1 successfully executing
Child 1, parent 1967, exiting
Go to next child
Spawned 3 child, pid 1970
Go to next child
-\end{Terminal}
+\end{Console}
che come si vede è completamente diverso da quanto ottenevamo sul terminale.
Il comportamento delle varie funzioni di interfaccia con i file è analizzato
-in gran dettaglio in cap.~\ref{cha:file_unix_interface} per l'interfaccia
-nativa Unix ed in cap.~\ref{cha:files_std_interface} per la standardizzazione
+in gran dettaglio in sez.~\ref{sec:file_unix_interface} per l'interfaccia
+nativa Unix ed in sez.~\ref{sec:files_std_interface} per la standardizzazione
adottata nelle librerie del linguaggio C e valida per qualunque sistema
-operativo. Qui basta accennare che si sono usate le funzioni standard della
-libreria del C che prevedono l'output bufferizzato. Il punto è che questa
-bufferizzazione (che tratteremo in dettaglio in sez.~\ref{sec:file_buffering})
-varia a seconda che si tratti di un file su disco, in cui il buffer viene
-scaricato su disco solo quando necessario, o di un terminale, in cui il buffer
-viene scaricato ad ogni carattere di a capo.
+operativo.
+
+Qui basta accennare che si sono usate le funzioni standard della libreria del
+C che prevedono l'output bufferizzato. Il punto è che questa bufferizzazione
+(che tratteremo in dettaglio in sez.~\ref{sec:file_buffering}) varia a seconda
+che si tratti di un file su disco, in cui il buffer viene scaricato su disco
+solo quando necessario, o di un terminale, in cui il buffer viene scaricato ad
+ogni carattere di a capo.
Nel primo esempio allora avevamo che, essendovi un a capo nella stringa
stampata, ad ogni chiamata a \func{printf} il buffer veniva scaricato, per cui
le singole righe comparivano a video subito dopo l'esecuzione della
\func{printf}. Ma con la redirezione su file la scrittura non avviene più alla
-fine di ogni riga e l'output resta nel buffer. Dato che ogni figlio riceve una
-copia della memoria del padre, esso riceverà anche quanto c'è nel buffer delle
-funzioni di I/O, comprese le linee scritte dal padre fino allora. Così quando
-il buffer viene scritto su disco all'uscita del figlio, troveremo nel file
-anche tutto quello che il processo padre aveva scritto prima della sua
-creazione. E alla fine del file (dato che in questo caso il padre esce per
-ultimo) troveremo anche l'output completo del padre.
+fine di ogni riga e l'output resta nel buffer.
+
+Dato che ogni figlio riceve una copia della memoria del padre, esso riceverà
+anche quanto c'è nel buffer delle funzioni di I/O, comprese le linee scritte
+dal padre fino allora. Così quando il buffer viene scritto su disco all'uscita
+del figlio, troveremo nel file anche tutto quello che il processo padre aveva
+scritto prima della sua creazione. E alla fine del file (dato che in questo
+caso il padre esce per ultimo) troveremo anche l'output completo del padre.
L'esempio ci mostra un altro aspetto fondamentale dell'interazione con i file,
valido anche per l'esempio precedente, ma meno evidente: il fatto cioè che non
solo processi diversi possono scrivere in contemporanea sullo stesso file
-(l'argomento della condivisione dei file è trattato in dettaglio in
-sez.~\ref{sec:file_sharing}), ma anche che, a differenza di quanto avviene per
-le variabili in memoria, la posizione corrente sul file è condivisa fra il
-padre e tutti i processi figli.
+(l'argomento dell'accesso concorrente ai file è trattato in dettaglio in
+sez.~\ref{sec:file_shared_access}), ma anche che, a differenza di quanto
+avviene per le variabili in memoria, la posizione corrente sul file è
+condivisa fra il padre e tutti i processi figli.
Quello che succede è che quando lo \textit{standard output}\footnote{si chiama
- così il file su cui un programma scrive i suoi dati in uscita, tratteremo
- l'argomento in dettaglio in sez.~\ref{sec:file_std_descr}.} del padre viene
-rediretto come si è fatto nell'esempio, lo stesso avviene anche per tutti i
-figli. La funzione \func{fork} infatti ha la caratteristica di duplicare nei
-processi figli tutti i \textit{file descriptor} (vedi sez.~\ref{sec:file_fd})
-dei file aperti nel processo padre (allo stesso modo in cui lo fa la funzione
-\func{dup}, trattata in sez.~\ref{sec:file_dup}), il che comporta che padre e
-figli condividono le stesse voci della \itindex{file~table} \textit{file
- table} (tratteremo in dettagli questi termini in
-sez.~\ref{sec:file_sharing}) fra cui c'è anche la posizione corrente nel file.
+ così il file su cui di default un programma scrive i suoi dati in uscita,
+ tratteremo l'argomento in dettaglio in sez.~\ref{sec:file_fd}.} del padre
+viene rediretto come si è fatto nell'esempio, lo stesso avviene anche per
+tutti i figli. La funzione \func{fork} infatti ha la caratteristica di
+duplicare nei processi figli tutti i \textit{file descriptor} (vedi
+sez.~\ref{sec:file_fd}) dei file aperti nel processo padre (allo stesso modo
+in cui lo fa la funzione \func{dup}, trattata in sez.~\ref{sec:file_dup}), il
+che comporta che padre e figli condividono le stesse voci della \textit{file
+ table} (tratteremo in dettaglio questi termini in sez.~\ref{sec:file_fd} e
+sez.~\ref{sec:file_shared_access}) fra cui c'è anche la posizione corrente nel
+file.
In questo modo se un processo scrive su un file aggiornerà la posizione
-corrente sulla \itindex{file~table} \textit{file table}, e tutti gli altri
-processi, che vedono la stessa \itindex{file~table} \textit{file table},
-vedranno il nuovo valore. In questo modo si evita, in casi come quello appena
-mostrato in cui diversi processi scrivono sullo stesso file, che l'output
-successivo di un processo vada a sovrapporsi a quello dei precedenti: l'output
-potrà risultare mescolato, ma non ci saranno parti perdute per via di una
-sovrascrittura.
+corrente sulla \textit{file table}, e tutti gli altri processi, che vedono la
+stessa \textit{file table}, vedranno il nuovo valore. In questo modo si evita,
+in casi come quello appena mostrato in cui diversi processi scrivono sullo
+stesso file, che l'output successivo di un processo vada a sovrapporsi a
+quello dei precedenti: l'output potrà risultare mescolato, ma non ci saranno
+parti perdute per via di una sovrascrittura.
Questo tipo di comportamento è essenziale in tutti quei casi in cui il padre
crea un figlio e attende la sua conclusione per proseguire, ed entrambi
proprietà; la lista dettagliata delle proprietà che padre e figlio hanno in
comune dopo l'esecuzione di una \func{fork} è la seguente:
\begin{itemize*}
-\item i file aperti e gli eventuali flag di \itindex{close-on-exec}
- \textit{close-on-exec} impostati (vedi sez.~\ref{sec:proc_exec} e
- sez.~\ref{sec:file_fcntl});
+\item i file aperti e gli eventuali flag di \textit{close-on-exec} impostati
+ (vedi sez.~\ref{sec:proc_exec} e sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl});
\item gli identificatori per il controllo di accesso: l'\textsl{user-ID
reale}, il \textsl{group-ID reale}, l'\textsl{user-ID effettivo}, il
- \textsl{group-ID effettivo} ed i \textit{group-ID supplementari} (vedi
+ \textsl{group-ID effettivo} ed i \textsl{group-ID supplementari} (vedi
sez.~\ref{sec:proc_access_id});
-\item gli identificatori per il controllo di sessione: il
- \itindex{process~group} \textit{process group-ID} e il \textit{session id}
- ed il terminale di controllo (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group});
-\item la directory di lavoro e la directory radice (vedi
- sez.~\ref{sec:file_work_dir} e sez.~\ref{sec:file_chroot});
+\item gli identificatori per il controllo di sessione: il \textit{process
+ group-ID} e il \textit{session id} ed il terminale di controllo (vedi
+ sez.~\ref{sec:sess_proc_group});
+\item la directory di lavoro (vedi sez.~\ref{sec:file_work_dir}) e la
+ directory radice (vedi sez.~\ref{sec:file_chroot});
\item la maschera dei permessi di creazione dei file (vedi
sez.~\ref{sec:file_perm_management});
-\item la maschera dei segnali bloccati (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigmask}) e le
- azioni installate (vedi sez.~\ref{sec:sig_gen_beha});
+\item la maschera dei segnali bloccati (vedi
+ sez.~\ref{sec:sig_sigmask}) e le azioni installate (vedi
+ sez.~\ref{sec:sig_gen_beha});
\item i segmenti di memoria condivisa agganciati al processo (vedi
sez.~\ref{sec:ipc_sysv_shm});
\item i limiti sulle risorse (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit});
-\item il valori di \textit{nice}, le priorità real-time e le affinità di
- processore (vedi sez.~\ref{sec:proc_sched_stand},
+\item il valori di \textit{nice}, le priorità \textit{real-time} e le affinità
+ di processore (vedi sez.~\ref{sec:proc_sched_stand},
sez.~\ref{sec:proc_real_time} e sez.~\ref{sec:proc_sched_multiprocess});
\item le variabili di ambiente (vedi sez.~\ref{sec:proc_environ}).
\item l'insieme dei descrittori associati alle code di messaggi POSIX (vedi
dallo standard POSIX.1-2001.}
\begin{itemize*}
\item il valore di ritorno di \func{fork};
-\item il \acr{pid} (\textit{process id}), quello del figlio viene assegnato ad
+\item il \ids{PID} (\textit{process id}), quello del figlio viene assegnato ad
un nuovo valore univoco;
-\item il \acr{ppid} (\textit{parent process id}), quello del figlio viene
- impostato al \acr{pid} del padre;
+\item il \ids{PPID} (\textit{parent process id}), quello del figlio viene
+ impostato al \ids{PID} del padre;
\item i valori dei tempi di esecuzione (vedi sez.~\ref{sec:sys_cpu_times}) e
delle risorse usate (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_use}), che nel figlio
sono posti a zero;
\end{itemize*}
Una seconda funzione storica usata per la creazione di un nuovo processo è
-\func{vfork}, che è esattamente identica a \func{fork} ed ha la stessa
+\funcm{vfork}, che è esattamente identica a \func{fork} ed ha la stessa
semantica e gli stessi errori; la sola differenza è che non viene creata la
tabella delle pagine né la struttura dei task per il nuovo processo. Il
processo padre è posto in attesa fintanto che il figlio non ha eseguito una
\func{fork} veniva fatta solo per poi eseguire una \func{exec}. La funzione
venne introdotta in BSD per migliorare le prestazioni.
-Dato che Linux supporta il \itindex{copy~on~write} \textit{copy on write} la
-perdita di prestazioni è assolutamente trascurabile, e l'uso di questa
-funzione, che resta un caso speciale della \textit{system call} \func{clone}
-(che tratteremo in dettaglio in sez.~\ref{sec:process_clone}) è deprecato; per
-questo eviteremo di trattarla ulteriormente.
+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 \textit{system call} \func{clone} (che tratteremo in dettaglio
+in sez.~\ref{sec:process_clone}) è deprecato; per questo eviteremo di
+trattarla ulteriormente.
\subsection{La conclusione di un processo}
Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:proc_conclusion} le tre modalità con cui un
programma viene terminato in maniera normale: la chiamata di \func{exit}, che
-esegue le funzioni registrate per l'uscita e chiude i \textit{file stream} e
-poi esegue \func{\_exit}, il ritorno dalla funzione \func{main} equivalente
-alla chiamata di \func{exit}, e la chiamata diretta a \func{\_exit}, che passa
+esegue le funzioni registrate per l'uscita e chiude gli \textit{stream} e poi
+esegue \func{\_exit}, il ritorno dalla funzione \code{main} equivalente alla
+chiamata di \func{exit}, e la chiamata diretta a \func{\_exit}, che passa
direttamente alle operazioni di terminazione del processo da parte del kernel.
Ma abbiamo accennato che oltre alla conclusione normale esistono anche delle
Oltre queste operazioni è però necessario poter disporre di un meccanismo
ulteriore che consenta di sapere come la terminazione è avvenuta: dato che in
un sistema unix-like tutto viene gestito attraverso i processi, il meccanismo
-scelto consiste nel riportare lo \itindex{termination~status} \textsl{stato di
- terminazione} (il cosiddetto \textit{termination status}) al processo padre.
+scelto consiste nel riportare lo \textsl{stato di terminazione} (il cosiddetto
+\textit{termination status}) al processo padre.
Nel caso di conclusione normale, abbiamo visto in
sez.~\ref{sec:proc_conclusion} che lo stato di uscita del processo viene
caratterizzato tramite il valore del cosiddetto \textit{exit status}, cioè il
valore passato come argomento alle funzioni \func{exit} o \func{\_exit} o il
-valore di ritorno per \func{main}. Ma se il processo viene concluso in
+valore di ritorno per \code{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.
\textsl{orfano}.
Questa complicazione viene superata facendo in modo che il processo orfano
-venga \textsl{adottato} da \cmd{init}, o meglio dal processo con \acr{pid} 1,
+venga \textsl{adottato} da \cmd{init}, o meglio dal processo con \ids{PID} 1,
cioè quello lanciato direttamente dal kernel all'avvio, che sta alla base
dell'albero dei processi visto in sez.~\ref{sec:proc_hierarchy} e che anche
per questo motivo ha un ruolo essenziale nel sistema e non può mai
fatale.}
Come già accennato quando un processo termina, il kernel controlla se è il
-padre di altri processi in esecuzione: in caso positivo allora il \acr{ppid}
-di tutti questi processi verrà sostituito dal kernel con il \acr{pid} di
+padre di altri processi in esecuzione: in caso positivo allora il \ids{PPID}
+di tutti questi processi verrà sostituito dal kernel con il \ids{PID} di
\cmd{init}, cioè con 1. In questo modo ogni processo avrà sempre un padre (nel
caso possiamo parlare di un padre \textsl{adottivo}) cui riportare il suo
stato di terminazione.
Come verifica di questo comportamento possiamo eseguire il nostro programma
\cmd{forktest} imponendo a ciascun processo figlio due secondi di attesa prima
di uscire, il risultato è:
-\begin{Command}
-[piccardi@selidor sources]$ ./forktest -c2 3
-\end{Command}
-\begin{Terminal}[commandchars=\\\{\}]
+\begin{Console}
+[piccardi@selidor sources]$ \textbf{./forktest -c2 3}
Process 1972: forking 3 child
Spawned 1 child, pid 1973
Child 1 successfully executing
Spawned 3 child, pid 1975
Go to next child
-\textbf{[piccardi@selidor sources]$} Child 3, parent 1, exiting
+[piccardi@selidor sources]$ Child 3, parent 1, exiting
Child 2, parent 1, exiting
Child 1, parent 1, exiting
-\end{Terminal}
+\end{Console}
come si può notare in questo caso il processo padre si conclude prima dei
figli, tornando alla shell, che stampa il prompt sul terminale: circa due
secondi dopo viene stampato a video anche l'output dei tre figli che
terminano, e come si può notare in questo caso, al contrario di quanto visto
-in precedenza, essi riportano 1 come \acr{ppid}.
+in precedenza, essi riportano 1 come \ids{PPID}.
Altrettanto rilevante è il caso in cui il figlio termina prima del padre,
perché non è detto che il padre possa ricevere immediatamente lo stato di
informazioni riguardo ai processi che sta terminando.
Questo viene fatto mantenendo attiva la voce nella tabella dei processi, e
-memorizzando alcuni dati essenziali, come il \acr{pid}, i tempi di CPU usati
+memorizzando alcuni dati essenziali, come il \ids{PID}, i tempi di CPU usati
dal processo (vedi sez.~\ref{sec:sys_unix_time}) e lo stato di terminazione,
mentre la memoria in uso ed i file aperti vengono rilasciati immediatamente.
+\itindbeg{zombie}
+
I processi che sono terminati, ma il cui stato di terminazione non è stato
-ancora ricevuto dal padre sono chiamati \itindex{zombie} \textit{zombie}, essi
-restano presenti nella tabella dei processi ed in genere possono essere
-identificati dall'output di \cmd{ps} per la presenza di una \texttt{Z} nella
-colonna che ne indica lo stato (vedi tab.~\ref{tab:proc_proc_states}). Quando
-il padre effettuerà la lettura dello stato di terminazione anche questa
-informazione, non più necessaria, verrà scartata ed il processo potrà
-considerarsi completamente concluso.
+ancora ricevuto dal padre sono chiamati \textit{zombie}, essi restano presenti
+nella tabella dei processi ed in genere possono essere identificati
+dall'output di \cmd{ps} per la presenza di una \texttt{Z} nella colonna che ne
+indica lo stato (vedi tab.~\ref{tab:proc_proc_states}). Quando il padre
+effettuerà la lettura dello stato di terminazione anche questa informazione,
+non più necessaria, verrà scartata ed il processo potrà considerarsi
+completamente concluso.
Possiamo utilizzare il nostro programma di prova per analizzare anche questa
condizione: lanciamo il comando \cmd{forktest} in \textit{background} (vedi
sez.~\ref{sec:sess_job_control}), indicando al processo padre di aspettare 10
secondi prima di uscire. In questo caso, usando \cmd{ps} sullo stesso
terminale (prima dello scadere dei 10 secondi) otterremo:
-\begin{Command}
-[piccardi@selidor sources]$ ps T
-\end{Command}
-%$
-\begin{Terminal}
+\begin{Console}
+[piccardi@selidor sources]$ \textbf{ps T}
PID TTY STAT TIME COMMAND
419 pts/0 S 0:00 bash
568 pts/0 S 0:00 ./forktest -e10 3
570 pts/0 Z 0:00 [forktest <defunct>]
571 pts/0 Z 0:00 [forktest <defunct>]
572 pts/0 R 0:00 ps T
-\end{Terminal}
+\end{Console}
+%$
e come si vede, dato che non si è fatto nulla per riceverne lo stato di
terminazione, i tre processi figli sono ancora presenti pur essendosi
-conclusi, con lo stato di \itindex{zombie} \textit{zombie} e l'indicazione che
-sono terminati (la scritta \texttt{defunct}).
-
-La possibilità di avere degli \itindex{zombie} \textit{zombie} deve essere
-tenuta sempre presente quando si scrive un programma che deve essere mantenuto
-in esecuzione a lungo e creare molti figli. In questo caso si deve sempre
-avere cura di far leggere l'eventuale stato di uscita di tutti i figli. In
-genere questo si fa attraverso un apposito \textit{signal handler}, che chiama
-la funzione \func{wait}, (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigchld} e
-sez.~\ref{sec:proc_wait}) di cui vedremo un esempio in
-fig.~\ref{fig:sig_sigchld_handl}.
-
-Questa operazione è necessaria perché anche se gli \itindex{zombie}
+conclusi, con lo stato di \textit{zombie} e l'indicazione che sono terminati
+(la scritta \texttt{defunct}).
+
+La possibilità di avere degli \textit{zombie} deve essere tenuta sempre
+presente quando si scrive un programma che deve essere mantenuto in esecuzione
+a lungo e creare molti processi figli. In questo caso si deve sempre avere
+cura di far leggere al programma l'eventuale stato di uscita di tutti i
+figli. Una modalità comune di farlo è attraverso l'utilizzo di un apposito
+\textit{signal handler} che chiami la funzione \func{wait}, (vedi
+sez.~\ref{sec:proc_wait}), ne esamineremo in dettaglio un esempio
+(fig.~\ref{fig:sig_sigchld_handl}) in sez.~\ref{sec:sig_sigchld}.
+
+La lettura degli stati di uscita è necessaria perché anche se gli
\textit{zombie} non consumano risorse di memoria o processore, occupano
-comunque una voce nella tabella dei processi e se li si lascia accumulare a
-lungo quest'ultima potrebbe riempirsi, con l'impossibilità di lanciare nuovi
-processi.
+comunque una voce nella tabella dei processi e se li si lasciano accumulare a
+lungo quest'ultima potrebbe esaurirsi, con la conseguente impossibilità di
+lanciare nuovi processi.
Si noti tuttavia che quando un processo adottato da \cmd{init} termina, non
-diviene mai uno \itindex{zombie} \textit{zombie}. Questo perché una delle
-funzioni di \cmd{init} è appunto quella di chiamare la funzione \func{wait}
-per i processi a cui fa da padre, completandone la terminazione. Questo è
-quanto avviene anche quando, come nel caso del precedente esempio con
-\cmd{forktest}, il padre termina con dei figli in stato di \itindex{zombie}
-\textit{zombie}. Questi scompaiono quando, alla terminazione del padre dopo i
-secondi programmati, tutti figli che avevamo generato, e che erano diventati
-\itindex{zombie} \textit{zombie}, vengono adottati da \cmd{init}, il quale
-provvede a completarne la terminazione.
-
-Si tenga presente infine che siccome gli \itindex{zombie} \textit{zombie} sono
-processi già terminati, non c'è modo di eliminarli con il comando \cmd{kill} o
-inviandogli un qualunque segnale di terminazione (l'argomento è trattato in
-sez.~\ref{sec:sig_termination}). L'unica possibilità di cancellarli dalla
-tabella dei processi è quella di terminare il processo che li ha generati, in
-modo che \cmd{init} possa adottarli e concluderne la terminazione.
+diviene mai uno \textit{zombie}. Questo perché una delle funzioni di
+\cmd{init} è appunto quella di chiamare la funzione \func{wait} per i processi
+a cui fa da padre, completandone la terminazione. Questo è quanto avviene
+anche quando, come nel caso del precedente esempio con \cmd{forktest}, il
+padre termina con dei figli in stato di \textit{zombie}. Questi scompaiono
+quando, alla terminazione del padre dopo i secondi programmati, tutti figli
+che avevamo generato, e che erano diventati \textit{zombie}, vengono adottati
+da \cmd{init}, il quale provvede a completarne la terminazione.
+
+Si tenga presente infine che siccome gli \textit{zombie} sono processi già
+terminati, non c'è modo di eliminarli con il comando \cmd{kill} o inviandogli
+un qualunque segnale di terminazione (l'argomento è trattato in
+sez.~\ref{sec:sig_termination}). Qualora ci si trovi in questa situazione
+l'unica possibilità di cancellarli dalla tabella dei processi è quella di
+terminare il processo che li ha generati e che non sta facendo il suo lavoro,
+in modo che \cmd{init} possa adottarli e concluderne correttamente la
+terminazione.
+
+Si tenga anche presente che la presenza di \textit{zombie} nella tabella dei
+processi non è sempre indice di un qualche malfunzionamento, in una macchina
+con molto carico infatti può esservi una presenza temporanea dovuta al fatto
+che il processo padre ancora non ha avuto il tempo di gestirli.
+
+\itindend{zombie}
+
\subsection{Le funzioni di attesa e ricezione degli stati di uscita}
\label{sec:proc_wait}
Si è già sottolineato al paragrafo precedente come in questo caso diventi
necessario gestire esplicitamente la conclusione dei figli onde evitare di
-riempire di \itindex{zombie} \textit{zombie} la tabella dei
-processi. Tratteremo in questa sezione le funzioni deputate a questo compito;
-la prima è \funcd{wait} ed il suo prototipo è:
+riempire di \textit{zombie} la tabella dei processi. Tratteremo in questa
+sezione le funzioni di sistema deputate a questo compito; la prima è
+\funcd{wait} ed il suo prototipo è:
\begin{funcproto}{
\fhead{sys/types.h}
\fdecl{pid\_t wait(int *status)}
\fdesc{Attende la terminazione di un processo.}
}
-{La funzione ritorna il \acr{pid} del figlio in caso di successo e $-1$ per un
+{La funzione ritorna il \ids{PID} del figlio in caso di successo e $-1$ per un
errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
\begin{errlist}
\item[\errcode{ECHILD}] il processo non ha nessun figlio di cui attendere
recuperato lo stato di terminazione di tutti quanti.
Al ritorno della funzione lo stato di terminazione del figlio viene salvato
-(come \itindex{value~result~argument} \textit{value result argument}) nella
-variabile puntata da \param{status} e tutte le risorse del kernel relative al
-processo (vedi sez.~\ref{sec:proc_termination}) vengono rilasciate. Nel caso
-un processo abbia più figli il valore di ritorno della funzione sarà impostato
-al \acr{pid} del processo di cui si è ricevuto lo stato di terminazione, cosa
-che permette di identificare qual è il figlio che è terminato.
+(come \textit{value result argument}) nella variabile puntata
+da \param{status} e tutte le risorse del kernel relative al processo (vedi
+sez.~\ref{sec:proc_termination}) vengono rilasciate. Nel caso un processo
+abbia più figli il valore di ritorno della funzione sarà impostato al
+\ids{PID} del processo di cui si è ricevuto lo stato di terminazione, cosa che
+permette di identificare qual è il figlio che è terminato.
-\itindend{termination~status}
+\itindend{termination~status}
Questa funzione ha il difetto di essere poco flessibile, in quanto ritorna
all'uscita di un qualunque processo figlio. Nelle occasioni in cui è
sez.~\ref{sec:sess_job_control}). Dato che è possibile ottenere lo stesso
comportamento di \func{wait}\footnote{in effetti il codice
\code{wait(\&status)} è del tutto equivalente a \code{waitpid(WAIT\_ANY,
- \&status, 0)}.} si consiglia di utilizzare sempre questa nuova funzione,
-\funcd{waitpid}, il cui prototipo è:
+ \&status, 0)}.} si consiglia di utilizzare sempre questa nuova funzione di
+sistema, \funcd{waitpid}, il cui prototipo è:
\begin{funcproto}{
\fhead{sys/types.h}
\fdecl{pid\_t waitpid(pid\_t pid, int *status, int options)}
\fdesc{Attende il cambiamento di stato di un processo figlio.}
}
-{La funzione ritorna il \acr{pid} del processo che ha cambiato stato in caso
+{La funzione ritorna il \ids{PID} del processo che ha cambiato stato in caso
di successo, o 0 se è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e il
processo non è uscito e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno}
assumerà uno dei valori:
\begin{errlist}
- \item[\errcode{EINTR}] non è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e
- la funzione è stata interrotta da un segnale.
\item[\errcode{ECHILD}] il processo specificato da \param{pid} non esiste o
non è figlio del processo chiamante.
+ \item[\errcode{EINTR}] non è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e
+ la funzione è stata interrotta da un segnale.
\item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per
l'argomento \param{options}.
\end{errlist}}
\textbf{Valore} & \textbf{Costante} &\textbf{Significato}\\
\hline
\hline
- $<-1$& -- & Attende per un figlio il cui
- \itindex{process~group} \textit{process group}
- (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) è uguale
- al valore assoluto di \param{pid}.\\
- $-1$&\const{WAIT\_ANY} & Attende per un figlio qualsiasi, usata in
- questa maniera senza specificare nessuna opzione
- è equivalente a \func{wait}.\\
- $ 0$&\const{WAIT\_MYPGRP}&Attende per un figlio il cui
- \itindex{process~group} \textit{process group}
- (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) è
- uguale a quello del processo chiamante.\\
- $>0$& -- & Attende per un figlio il cui \acr{pid} è uguale
+ $<-1$& -- & Attende per un figlio il cui \textit{process
+ group} (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) è
+ uguale al valore assoluto di \param{pid}.\\
+ $-1$&\constd{WAIT\_ANY} & Attende per un figlio qualsiasi, usata in
+ questa maniera senza specificare nessuna opzione
+ è equivalente a \func{wait}.\\
+ $ 0$&\constd{WAIT\_MYPGRP}&Attende per un figlio il cui \textit{process
+ group} (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) è
+ uguale a quello del processo chiamante.\\
+ $>0$& -- & Attende per un figlio il cui \ids{PID} è uguale
al valore di \param{pid}.\\
\hline
\end{tabular}
Linux, che consentono un controllo più dettagliato per i processi creati con
la \textit{system call} generica \func{clone} (vedi
sez.~\ref{sec:process_clone}) e che vengono usati principalmente per la
-gestione della terminazione dei \itindex{thread} \textit{thread} (vedi
+gestione della terminazione dei \textit{thread} (vedi
sez.~\ref{sec:thread_xxx}).
\begin{table}[!htb]
fermato ha ripreso l'esecuzione (disponibile solo a
partire dal kernel 2.6.10).\\
\hline
- \const{\_\_WCLONE}& Attende solo per i figli creati con \func{clone}
+ \constd{\_\_WCLONE}& Attende solo per i figli creati con \func{clone}
(vedi sez.~\ref{sec:process_clone}), vale a dire
processi che non emettono nessun segnale
o emettono un segnale diverso da \signal{SIGCHLD} alla
terminazione, il default è attendere soltanto i
processi figli ordinari ignorando quelli creati da
\func{clone}.\\
- \const{\_\_WALL} & Attende per qualunque figlio, sia ordinario che creato
+ \constd{\_\_WALL} & Attende per qualunque figlio, sia ordinario che creato
con \func{clone}, se specificata insieme a
\const{\_\_WCLONE} quest'ultima viene ignorata. \\
- \const{\_\_WNOTHREAD}& Non attende per i figli di altri \textit{thread}
+ \constd{\_\_WNOTHREAD}& Non attende per i figli di altri \textit{thread}
dello stesso \textit{thread group}, questo era il
comportamento di default del kernel 2.4 che non
supportava la possibilità, divenuta il default a
\label{tab:proc_waitpid_options}
\end{table}
+\constbeg{WNOHANG}
L'uso dell'opzione \const{WNOHANG} consente di prevenire il blocco della
funzione qualora nessun figlio sia uscito o non si siano verificate le altre
condizioni per l'uscita della funzione. in tal caso. In tal caso la funzione,
-invece di restituire il \acr{pid} del processo (che è sempre un intero
+invece di restituire il \ids{PID} del processo (che è sempre un intero
positivo) ritornerà un valore nullo.
+\constend{WNOHANG}
+\constbeg{WUNTRACED}
+\constbeg{WCONTINUED}
+
Le altre due opzioni, \const{WUNTRACED} e \const{WCONTINUED}, consentono
rispettivamente di tracciare non la terminazione di un processo, ma il fatto
che esso sia stato fermato, o fatto ripartire, e sono utilizzate per la
gestione del controllo di sessione (vedi sez.~\ref{sec:sess_job_control}).
-Nel caso di \const{WUNTRACED} la funzione ritorna, restituendone il \acr{pid},
+Nel caso di \const{WUNTRACED} la funzione ritorna, restituendone il \ids{PID},
quando un processo figlio entra nello stato \textit{stopped}\footnote{in
realtà viene notificato soltanto il caso in cui il processo è stato fermato
da un segnale di stop (vedi sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}), e non quello in
\signal{SIGCONT} (l'uso di questi segnali per il controllo di sessione è
trattato in sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}).
+\constend{WUNTRACED}
+\constend{WCONTINUED}
+
La terminazione di un processo figlio (così come gli altri eventi osservabili
con \func{waitpid}) è chiaramente un evento asincrono rispetto all'esecuzione
di un programma e può avvenire in un qualunque momento. Per questo motivo,
indefinito il comportamento di queste funzioni quando \signal{SIGCHLD} viene
ignorato.} indipendentemente dal fatto \signal{SIGCHLD} sia ignorato o meno:
attendono la terminazione di un processo figlio e ritornano il relativo
-\acr{pid} e lo stato di terminazione nell'argomento \param{status}.
+\ids{PID} e lo stato di terminazione nell'argomento \param{status}.
In generale in un programma non si vuole essere forzati ad attendere la
conclusione di un processo figlio per proseguire l'esecuzione, specie se tutto
questo serve solo per leggerne lo stato di chiusura (ed evitare eventualmente
-la presenza di \itindex{zombie} \textit{zombie}). Per questo la modalità più
-comune di chiamare queste funzioni è quella di utilizzarle all'interno di un
+la presenza di \textit{zombie}). Per questo la modalità più comune di
+chiamare queste funzioni è quella di utilizzarle all'interno di un
\textit{signal handler} (vedremo un esempio di come gestire \signal{SIGCHLD}
con i segnali in sez.~\ref{sec:sig_example}). In questo caso infatti, dato che
il segnale è generato dalla terminazione di un figlio, avremo la certezza che
interessa memorizzare lo stato si può passare un puntatore nullo. Il valore
restituito da entrambe le funzioni dipende dall'implementazione, ma
tradizionalmente gli 8 bit meno significativi sono riservati per memorizzare
-lo \itindex{exit~status} stato di uscita del processo, e gli altri per
-indicare il segnale che ha causato la terminazione (in caso di conclusione
-anomala), uno per indicare se è stato generato un \itindex{core~dump}
-\textit{core dump}, ecc.\footnote{le definizioni esatte si possono trovare in
+lo stato di uscita del processo, e gli altri per indicare il segnale che ha
+causato la terminazione (in caso di conclusione anomala), uno per indicare se
+è stato generato un \textit{core dump} (vedi sez.~\ref{sec:sig_standard}),
+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>}.}
\textbf{Macro} & \textbf{Descrizione}\\
\hline
\hline
- \macro{WIFEXITED(s)} & Condizione vera (valore non nullo) per un processo
- figlio che sia terminato normalmente. \\
- \macro{WEXITSTATUS(s)} & Restituisce gli otto bit meno significativi dello
- stato di uscita del processo (passato attraverso
- \func{\_exit}, \func{exit} o come valore di
- ritorno di \func{main}); può essere valutata solo
- se \val{WIFEXITED} ha restituito un valore non
- nullo.\\
- \macro{WIFSIGNALED(s)} & Condizione vera se il processo figlio è terminato
- in maniera anomala a causa di un segnale che non
- è stato catturato (vedi
- sez.~\ref{sec:sig_notification}).\\
- \macro{WTERMSIG(s)} & Restituisce il numero del segnale che ha causato
- la terminazione anomala del processo; può essere
- valutata solo se \val{WIFSIGNALED} ha restituito
- un valore non nullo.\\
- \macro{WCOREDUMP(s)} & Vera se il processo terminato ha generato un
- file di \itindex{core~dump} \textit{core
- dump}; può essere valutata solo se
- \val{WIFSIGNALED} ha restituito un valore non
- nullo.\footnotemark \\
- \macro{WIFSTOPPED(s)} & Vera se il processo che ha causato il ritorno di
- \func{waitpid} è bloccato; l'uso è possibile solo
- con \func{waitpid} avendo specificato l'opzione
- \const{WUNTRACED}.\\
- \macro{WSTOPSIG(s)} & Restituisce il numero del segnale che ha bloccato
- il processo; può essere valutata solo se
- \val{WIFSTOPPED} ha restituito un valore non
- nullo. \\
- \macro{WIFCONTINUED(s)}& Vera se il processo che ha causato il ritorno è
- stato riavviato da un \signal{SIGCONT}
- (disponibile solo a partire dal kernel 2.6.10).\\
+ \macrod{WIFEXITED}\texttt{(s)} & Condizione vera (valore non nullo) per
+ un processo figlio che sia terminato
+ normalmente. \\
+ \macrod{WEXITSTATUS}\texttt{(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 \code{main}); può essere
+ valutata solo se \val{WIFEXITED} ha
+ restituito un valore non nullo.\\
+ \macrod{WIFSIGNALED}\texttt{(s)} & Condizione vera se il processo figlio è
+ terminato in maniera anomala a causa di
+ un segnale che non è stato catturato
+ (vedi sez.~\ref{sec:sig_notification}).\\
+ \macrod{WTERMSIG}\texttt{(s)} & Restituisce il numero del segnale che ha
+ causato la terminazione anomala del
+ processo; può essere valutata solo se
+ \val{WIFSIGNALED} ha restituito un
+ valore non nullo.\\
+ \macrod{WCOREDUMP}\texttt{(s)} & Vera se il processo terminato ha
+ generato un file di
+ \textit{core dump}; può essere valutata
+ solo se \val{WIFSIGNALED} ha restituito
+ un valore non nullo.\footnotemark \\
+ \macrod{WIFSTOPPED}\texttt{(s)} & Vera se il processo che ha causato il
+ ritorno di \func{waitpid} è bloccato;
+ l'uso è possibile solo con
+ \func{waitpid} avendo specificato
+ l'opzione \const{WUNTRACED}.\\
+ \macrod{WSTOPSIG}\texttt{(s)} & Restituisce il numero del segnale che ha
+ bloccato il processo; può essere
+ valutata solo se \val{WIFSTOPPED} ha
+ restituito un valore non nullo. \\
+ \macrod{WIFCONTINUED}\texttt{(s)}& Vera se il processo che ha causato il
+ ritorno è stato riavviato da un
+ \signal{SIGCONT} (disponibile solo a
+ partire dal kernel 2.6.10).\\
\hline
\end{tabular}
\caption{Descrizione delle varie macro di preprocessore utilizzabili per
Si tenga conto che nel caso di conclusione anomala il valore restituito da
\val{WTERMSIG} può essere confrontato con le costanti che identificano i
-segnali definite in \file{signal.h} ed elencate in
+segnali definite in \headfile{signal.h} ed elencate in
tab.~\ref{tab:sig_signal_list}, e stampato usando le apposite funzioni
trattate in sez.~\ref{sec:sig_strsignal}.
A partire dal kernel 2.6.9, sempre in conformità allo standard POSIX.1-2001, è
stata introdotta una nuova funzione di attesa che consente di avere un
controllo molto più preciso sui possibili cambiamenti di stato dei processi
-figli e più dettagli sullo stato di uscita; la funzione è \funcd{waitid} ed il
-suo prototipo è:
+figli e più dettagli sullo stato di uscita; la funzione di sistema è
+\funcd{waitid} ed il suo prototipo è:
\begin{funcproto}{
\fhead{sys/types.h}
{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
\begin{errlist}
- \item[\errcode{EINTR}] non è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e
- la funzione è stata interrotta da un segnale.
\item[\errcode{ECHILD}] il processo specificato da \param{pid} non esiste o
non è figlio del processo chiamante.
+ \item[\errcode{EINTR}] non è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e
+ la funzione è stata interrotta da un segnale.
\item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per
l'argomento \param{options}.
\end{errlist}}
\textbf{Valore} & \textbf{Descrizione}\\
\hline
\hline
- \const{P\_PID} & Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
- il cui \acr{pid} corrisponda al valore dell'argomento
- \param{id}.\\
- \const{P\_PGID}& Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
- appartenente al \textit{process group} (vedi
- sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) il cui \acr{pgid}
- corrisponda al valore dell'argomento \param{id}.\\
- \const{P\_ALL} & Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
- generico, il valore dell'argomento \param{id} viene
- ignorato.\\
+ \constd{P\_PID} & Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
+ il cui \ids{PID} corrisponda al valore dell'argomento
+ \param{id}.\\
+ \constd{P\_PGID}& Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
+ appartenente al \textit{process group} (vedi
+ sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) il cui \acr{pgid}
+ corrisponda al valore dell'argomento \param{id}.\\
+ \constd{P\_ALL} & Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
+ generico, il valore dell'argomento \param{id} viene
+ ignorato.\\
\hline
\end{tabular}
\caption{Costanti per i valori dell'argomento \param{idtype} della funzione
\label{tab:proc_waitid_idtype}
\end{table}
-Come per \func{waitpid} anche il comportamento di \func{waitid} viene
+Come per \func{waitpid} anche il comportamento di \func{waitid} è
controllato dall'argomento \param{options}, da specificare come maschera
binaria dei valori riportati in tab.~\ref{tab:proc_waitid_options}. Benché
alcuni di questi siano identici come significato ed effetto ai precedenti di
\textbf{Valore} & \textbf{Descrizione}\\
\hline
\hline
- \const{WEXITED} & Ritorna quando un processo figlio è terminato.\\
- \const{WNOHANG} & Ritorna immediatamente anche se non c'è niente da
- notificare.\\
- \const{WSTOPPED} & Ritorna quando un processo figlio è stato fermato.\\
- \const{WCONTINUED}& Ritorna quando un processo figlio che era stato
- fermato ha ripreso l'esecuzione.\\
- \const{WNOWAIT} & Lascia il processo ancora in attesa di ricezione, così
- che una successiva chiamata possa di nuovo riceverne
- lo stato.\\
+ \constd{WEXITED} & Ritorna quando un processo figlio è terminato.\\
+ \constd{WNOHANG} & Ritorna immediatamente anche se non c'è niente da
+ notificare.\\
+ \constd{WSTOPPED} & Ritorna quando un processo figlio è stato fermato.\\
+ \const{WCONTINUED} & Ritorna quando un processo figlio che era stato
+ fermato ha ripreso l'esecuzione.\\
+ \constd{WNOWAIT} & Lascia il processo ancora in attesa di ricezione, così
+ che una successiva chiamata possa di nuovo riceverne
+ lo stato.\\
\hline
\end{tabular}
\caption{Costanti che identificano i bit dell'argomento \param{options}
basta dire che al ritorno di \func{waitid} verranno avvalorati i seguenti
campi:
\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
-\item[\var{si\_pid}] con il \acr{pid} del figlio.
-\item[\var{si\_uid}] con l'user-ID reale (vedi sez.~\ref{sec:proc_perms}) del
- figlio.
+\item[\var{si\_pid}] con il \ids{PID} del figlio.
+\item[\var{si\_uid}] con l'\textsl{user-ID reale} (vedi
+ sez.~\ref{sec:proc_perms}) del figlio.
\item[\var{si\_signo}] con \signal{SIGCHLD}.
\item[\var{si\_status}] con lo stato di uscita del figlio o con il segnale che
lo ha terminato, fermato o riavviato.
\const{CLD\_STOPPED}, \const{CLD\_CONTINUED}, \const{CLD\_TRAPPED} e
\const{CLD\_DUMPED} a indicare la ragione del ritorno della funzione, il cui
significato è, nell'ordine: uscita normale, terminazione da segnale,
- processo fermato, processo riavviato, processo terminato in \textit{core
- dump}.
+ processo fermato, processo riavviato, processo terminato in
+ \textit{core dump} (vedi sez.~\ref{sec:sig_standard}).
\end{basedescript}
Infine Linux, seguendo un'estensione di BSD, supporta altre due funzioni per
precedenti ma che prevedono un ulteriore argomento attraverso il quale il
kernel può restituire al padre informazioni sulle risorse (vedi
sez.~\ref{sec:sys_res_limits}) usate dal processo terminato e dai vari figli.
-Le due funzioni sono \funcd{wait3} e \funcd{wait4}, che diventano accessibili
-definendo la macro \macro{\_USE\_BSD}, i loro prototipi sono:
+Le due funzioni di sistema sono \funcd{wait3} e \funcd{wait4}, che diventano
+accessibili definendo la macro \macro{\_USE\_BSD}, i loro prototipi sono:
\begin{funcproto}{
\fhead{sys/types.h}
per i valori dei primi tre argomenti, ma in più restituisce nell'argomento
aggiuntivo \param{rusage} un sommario delle risorse usate dal processo. Questo
argomento è una struttura di tipo \struct{rusage} definita in
-\file{sys/resource.h}, che viene utilizzata anche dalla funzione
+\headfile{sys/resource.h}, che viene utilizzata anche dalla funzione
\func{getrusage} per ottenere le risorse di sistema usate da un processo. La
sua definizione è riportata in fig.~\ref{fig:sys_rusage_struct} e ne
tratteremo in dettaglio il significato sez.~\ref{sec:sys_resource_use}. La
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
+nuovo programma, il \ids{PID} del processo non cambia, dato che non viene
creato un nuovo processo, la funzione semplicemente rimpiazza lo
-\itindex{stack} \textit{stack}, i \index{segmento!dati} dati ed il
-\index{segmento!testo} testo del processo corrente con un nuovo programma
-letto da disco, eseguendo il \itindex{link-loader} \textit{link-loader} con
-gli effetti illustrati in sez.~\ref{sec:proc_main}.
+\textit{stack}, i dati ed il testo del processo corrente con un nuovo
+programma letto da disco, eseguendo il \textit{link-loader} con gli effetti
+illustrati in sez.~\ref{sec:proc_main}.
Ci sono sei diverse versioni di \func{exec} (per questo la si è chiamata
famiglia di funzioni) che possono essere usate per questo compito, in realtà
(come mostrato in fig.~\ref{fig:proc_exec_relat}), tutte queste funzioni sono
tutte varianti che consentono di invocare in modi diversi, semplificando il
-passaggio degli argomenti, la \textit{system call} \funcd{execve}, il cui
+passaggio degli argomenti, la funzione di sistema \funcd{execve}, il cui
prototipo è:
\begin{funcproto}{
\item[\errcode{EACCES}] il file o l'interprete non file ordinari, o non sono
eseguibili, o il file è su un filesystem montato con l'opzione
\cmd{noexec}, o manca il permesso di attraversamento di una delle
- directory del pathname.
- \item[\errcode{EPERM}] il file ha i bit \itindex{suid~bit} \acr{suid} o
- \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} e l'utente non è root, ed il processo viene
- tracciato, oppure il filesystem è montato con l'opzione \cmd{nosuid}.
+ directory del \textit{pathname}.
+ \item[\errcode{EINVAL}] l'eseguibile ELF ha più di un segmento
+ \const{PT\_INTERP}, cioè chiede di essere eseguito da più di un
+ interprete.
+ \item[\errcode{ELIBBAD}] un interprete ELF non è in un formato
+ riconoscibile.
\item[\errcode{ENOEXEC}] il file è in un formato non eseguibile o non
riconosciuto come tale, o compilato per un'altra architettura.
\item[\errcode{ENOENT}] il file o una delle librerie dinamiche o l'interprete
necessari per eseguirlo non esistono.
+ \item[\errcode{EPERM}] il file ha i bit \acr{suid} o \acr{sgid} e l'utente
+ non è root, ed il processo viene tracciato, oppure il filesystem è montato
+ con l'opzione \cmd{nosuid}.
\item[\errcode{ETXTBSY}] l'eseguibile è aperto in scrittura da uno o più
processi.
- \item[\errcode{EINVAL}] l'eseguibile ELF ha più di un segmento
- \const{PF\_INTERP}, cioè chiede di essere eseguito da più di un
- interprete.
- \item[\errcode{ELIBBAD}] un interprete ELF non è in un formato
- riconoscibile.
\item[\errcode{E2BIG}] la lista degli argomenti è troppo grande.
\end{errlist}
- ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM},
- \errval{EIO}, \errval{ENAMETOOLONG}, \errval{ELOOP}, \errval{ENOTDIR},
- \errval{EISDIR}, \errval{ENFILE}, \errval{EMFILE} nel loro significato
- generico.
-}
+ ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{EIO}, \errval{EISDIR}, \errval{ELOOP},
+ \errval{EMFILE}, \errval{ENAMETOOLONG}, \errval{ENFILE}, \errval{ENOMEM},
+ \errval{ENOTDIR} nel loro significato generico. }
\end{funcproto}
La funzione \func{execve} esegue il programma o lo script indicato dal
-pathname \param{filename}, passandogli la lista di argomenti indicata
+\textit{pathname} \param{filename}, passandogli la lista di argomenti indicata
da \param{argv} e come ambiente la lista di stringhe indicata
da \param{envp}. Entrambe le liste devono essere terminate da un puntatore
nullo. I vettori degli argomenti e dell'ambiente possono essere acceduti dal
-nuovo programma quando la sua funzione \func{main} è dichiarata nella forma
-\code{main(int argc, char *argv[], char *envp[])}.
+nuovo programma quando la sua funzione \code{main} è dichiarata nella forma
+\code{main(int argc, char *argv[], char *envp[])}. Si tenga presente per il
+passaggio degli argomenti e dell'ambiente esistono comunque dei limiti, su cui
+torneremo in sez.~\ref{sec:sys_res_limits}).
+% TODO aggiungere la parte sul numero massimo di argomenti, da man execve
In caso di successo la funzione non ritorna, in quanto al posto del programma
chiamante viene eseguito il nuovo programma indicato da \param{filename}. Se
\fdecl{int execvp(const char *file, char *const argv[])}
\fdesc{Eseguono un programma.}
}
-{Le funzioni ritorna solo in caso di errore, restituendo $-1$, i codici di
+{Le funzioni ritornano solo in caso di errore, restituendo $-1$, i codici di
errore sono gli stessi di \func{execve}.
}
\end{funcproto}
La prima differenza fra le funzioni riguarda le modalità di passaggio dei
valori che poi andranno a costituire gli argomenti a linea di comando (cioè i
-valori di \param{argv} e \param{argc} visti dalla funzione \func{main} del
+valori di \param{argv} e \param{argc} visti dalla funzione \code{main} del
programma chiamato). Queste modalità sono due e sono riassunte dagli mnemonici
``\texttt{v}'' e ``\texttt{l}'' che stanno rispettivamente per \textit{vector}
e \textit{list}.
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{figure}[!htb]
- \centering \includegraphics[width=12cm]{img/exec_rel}
+ \centering \includegraphics[width=9cm]{img/exec_rel}
\caption{La interrelazione fra le sei funzioni della famiglia \func{exec}.}
\label{fig:proc_exec_relat}
\end{figure}
specificare il comando da eseguire; quando l'argomento \param{file} non
contiene una ``\texttt{/}'' esso viene considerato come un nome di programma,
e viene eseguita automaticamente una ricerca fra i file presenti nella lista
-di directory specificate dalla variabile di ambiente \var{PATH}. Il file che
-viene posto in esecuzione è il primo che viene trovato. Se si ha un errore
+di directory specificate dalla variabile di ambiente \envvar{PATH}. Il file
+che viene posto in esecuzione è il primo che viene trovato. Se si ha un errore
relativo a permessi di accesso insufficienti (cioè l'esecuzione della
sottostante \func{execve} ritorna un \errcode{EACCES}), la ricerca viene
-proseguita nelle eventuali ulteriori directory indicate in \var{PATH}; solo se
-non viene trovato nessun altro file viene finalmente restituito
+proseguita nelle eventuali ulteriori directory indicate in \envvar{PATH}; solo
+se non viene trovato nessun altro file viene finalmente restituito
\errcode{EACCES}. Le altre quattro funzioni si limitano invece a cercare di
eseguire il file indicato dall'argomento \param{path}, che viene interpretato
-come il \itindex{pathname} \textit{pathname} del programma.
+come il \textit{pathname} del programma.
La terza differenza è come viene passata la lista delle variabili di ambiente.
Con lo mnemonico ``\texttt{e}'' vengono indicate quelle funzioni che
sez.~\ref{sec:proc_environ}) del processo di partenza per costruire
l'ambiente.
-Oltre a mantenere lo stesso \acr{pid}, il nuovo programma fatto partire da una
+Oltre a mantenere lo stesso \ids{PID}, il nuovo programma fatto partire da una
delle funzioni della famiglia \func{exec} mantiene la gran parte delle
proprietà del processo chiamante; una lista delle più significative è la
seguente:
\begin{itemize*}
-\item il \textit{process id} (\acr{pid}) ed il \textit{parent process id}
- (\acr{ppid});
-\item l'\textsl{user-ID reale}, il \textit{group-ID reale} ed i
+\item il \textit{process id} (\ids{PID}) ed il \textit{parent process id}
+ (\ids{PPID});
+\item l'\textsl{user-ID reale}, il \textsl{group-ID reale} ed i
\textsl{group-ID supplementari} (vedi sez.~\ref{sec:proc_access_id});
-\item la directory radice e la directory di lavoro corrente (vedi
- sez.~\ref{sec:file_work_dir});
-\item la maschera di creazione dei file \itindex{umask} (\textit{umask}, vedi
+\item la directory radice (vedi sez.~\ref{sec:file_chroot}) e la directory di
+ lavoro corrente (vedi sez.~\ref{sec:file_work_dir});
+\item la maschera di creazione dei file (\textit{umask}, vedi
sez.~\ref{sec:file_perm_management}) ed i \textit{lock} sui file (vedi
sez.~\ref{sec:file_locking});
\item il valori di \textit{nice}, le priorità real-time e le affinità di
processore (vedi sez.~\ref{sec:proc_sched_stand};
sez.~\ref{sec:proc_real_time} e sez.~\ref{sec:proc_sched_multiprocess});
-\item il \textit{session ID} (\acr{sid}) ed il \itindex{process~group}
- \textit{process group ID} (\acr{pgid}), vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group};
+\item il \textit{session ID} (\acr{sid}) ed il \textit{process group ID}
+ (\acr{pgid}), vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group};
\item il terminale di controllo (vedi sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term});
\item il tempo restante ad un allarme (vedi sez.~\ref{sec:sig_alarm_abort});
\item i limiti sulle risorse (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit});
\begin{itemize*}
\item le operazioni di I/O asincrono (vedi sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io})
pendenti vengono cancellate;
-\item le \itindex{capabilities} \textit{capabilities} vengono modificate come
+\item le \textit{capabilities} vengono modificate come
illustrato in sez.~\ref{sec:proc_capabilities};
-\item tutti i \itindex{thread} \textit{thread} tranne il chiamante (vedi
+\item tutti i \textit{thread} tranne il chiamante (vedi
sez.~\ref{sec:thread_xxx}) sono cancellati e tutti gli oggetti ad essi
relativi (vedi sez.~\ref{sec:thread_xxx}) rimossi;
\item viene impostato il flag \const{PR\_SET\_DUMPABLE} di \func{prctl} (vedi
sez.~\ref{sec:process_prctl}) a meno che il programma da eseguire non sia
- \itindex{suid~bit} \acr{suid} o \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} (vedi
- sez.~\ref{sec:proc_access_id});
+ \acr{suid} o \acr{sgid} (vedi sez.~\ref{sec:proc_access_id} e
+ sez.~\ref{sec:file_special_perm});
\item il flag \const{PR\_SET\_KEEPCAPS} di \func{prctl} (vedi
sez.~\ref{sec:process_prctl}) viene cancellato;
\item il nome del processo viene impostato al nome del file contenente il
localizzazione al valore di default POSIX.
\end{itemize*}
+\itindbeg{close-on-exec}
+
La gestione dei file aperti nel passaggio al nuovo programma lanciato con
-\func{exec} dipende dal valore che ha il flag di \itindex{close-on-exec}
-\textit{close-on-exec} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl}) per ciascun
-\textit{file descriptor}. I file per cui è impostato vengono chiusi, tutti gli
-altri file restano aperti. Questo significa che il comportamento predefinito è
-che i file restano aperti attraverso una \func{exec}, a meno di una chiamata
-esplicita a \func{fcntl} che imposti il suddetto flag. Per le directory, lo
-standard POSIX.1 richiede che esse vengano chiuse attraverso una \func{exec},
-in genere questo è fatto dalla funzione \func{opendir} (vedi
+\func{exec} dipende dal valore che ha il flag di \textit{close-on-exec} (vedi
+sez.~\ref{sec:file_fcntl_ioctl}) per ciascun \textit{file descriptor}. I file
+per cui è impostato vengono chiusi, tutti gli altri file restano
+aperti. Questo significa che il comportamento predefinito è che i file restano
+aperti attraverso una \func{exec}, a meno di una chiamata esplicita a
+\func{fcntl} che imposti il suddetto flag. Per le directory, lo standard
+POSIX.1 richiede che esse vengano chiuse attraverso una \func{exec}, in genere
+questo è fatto dalla funzione \func{opendir} (vedi
sez.~\ref{sec:file_dir_read}) che effettua da sola l'impostazione del flag di
-\itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} sulle directory che apre, in
-maniera trasparente all'utente.
+\textit{close-on-exec} sulle directory che apre, in maniera trasparente
+all'utente.
+
+\itindend{close-on-exec}
Il comportamento della funzione in relazione agli identificatori relativi al
controllo di accesso verrà trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:proc_perms},
stessi, mentre l'\textsl{user-ID salvato} ed il \textsl{group-ID salvato}
vengono impostati rispettivamente all'\textsl{user-ID effettivo} ed il
\textsl{group-ID effettivo}. Questi ultimi normalmente non vengono modificati,
-a meno che il file di cui viene chiesta l'esecuzione non abbia o il
-\itindex{suid~bit} \acr{suid} bit o lo \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} bit
-impostato, in questo caso l'\textsl{user-ID effettivo} ed il \textsl{group-ID
- effettivo} vengono impostati rispettivamente all'utente o al gruppo cui il
-file appartiene.
+a meno che il file di cui viene chiesta l'esecuzione non abbia o il \acr{suid}
+bit o lo \acr{sgid} bit impostato (vedi sez.~\ref{sec:file_special_perm}), in
+questo caso l'\textsl{user-ID effettivo} ed il \textsl{group-ID effettivo}
+vengono impostati rispettivamente all'utente o al gruppo cui il file
+appartiene.
Se il file da eseguire è in formato \emph{a.out} e necessita di librerie
condivise, viene lanciato il \textit{linker} dinamico \cmd{/lib/ld.so} prima
del programma per caricare le librerie necessarie ed effettuare il link
-dell'eseguibile.\footnote{il formato è ormai in completo disuso, per cui è
- molto probabile che non il relativo supporto non sia disponibile.} Se il
-programma è in formato ELF per caricare le librerie dinamiche viene usato
-l'interprete indicato nel segmento \const{PT\_INTERP} previsto dal formato
-stesso, in genere questo è \sysfile{/lib/ld-linux.so.1} per programmi
-collegati con le \acr{libc5}, e \sysfile{/lib/ld-linux.so.2} per programmi
-collegati con le \acr{glibc}.
+dell'eseguibile; il formato è ormai in completo disuso, per cui è molto
+probabile che non il relativo supporto non sia disponibile. Se il programma è
+in formato ELF per caricare le librerie dinamiche viene usato l'interprete
+indicato nel segmento \constd{PT\_INTERP} previsto dal formato stesso, in
+genere questo è \sysfiled{/lib/ld-linux.so.1} per programmi collegati con la
+\acr{libc5}, e \sysfiled{/lib/ld-linux.so.2} per programmi collegati con la
+\acr{glibc}.
Infine nel caso il programma che si vuole eseguire sia uno script e non un
binario, questo deve essere un file di testo che deve iniziare con una linea
nella forma:
\begin{Example}
-\#!/path/to/interpreter [argomenti]
+#!/path/to/interpreter [argomenti]
\end{Example}
dove l'interprete indicato deve essere un eseguibile binario e non un altro
script, che verrà chiamato come se si fosse eseguito il comando
-\cmd{interpreter [argomenti] filename}.\footnote{si tenga presente che con
- Linux quanto viene scritto come \texttt{argomenti} viene passato
- all'interprete come un unico argomento con una unica stringa di lunghezza
- massima di 127 caratteri e se questa dimensione viene ecceduta la stringa
- viene troncata; altri Unix hanno dimensioni massime diverse, e diversi
- comportamenti, ad esempio FreeBSD esegue la scansione della riga e la divide
- nei vari argomenti e se è troppo lunga restituisce un errore di
- \const{ENAMETOOLONG}, una comparazione dei vari comportamenti si trova su
- \url{http://www.in-ulm.de/~mascheck/various/shebang/}.}
+\cmd{interpreter [argomenti] filename}.
+
+Si tenga presente che con Linux quanto viene scritto come \texttt{argomenti}
+viene passato all'interprete come un unico argomento con una unica stringa di
+lunghezza massima di 127 caratteri e se questa dimensione viene ecceduta la
+stringa viene troncata; altri Unix hanno dimensioni massime diverse, e diversi
+comportamenti, ad esempio FreeBSD esegue la scansione della riga e la divide
+nei vari argomenti e se è troppo lunga restituisce un errore di
+\errval{ENAMETOOLONG}; una comparazione dei vari comportamenti sui diversi
+sistemi unix-like si trova su
+\url{http://www.in-ulm.de/~mascheck/various/shebang/}.
Con la famiglia delle \func{exec} si chiude il novero delle funzioni su cui è
basata la gestione tradizionale dei processi in Unix: con \func{fork} si crea
Come accennato in sez.~\ref{sec:intro_multiuser} il modello base\footnote{in
realtà già esistono estensioni di questo modello base, che lo rendono più
- flessibile e controllabile, come le \itindex{capabilities}
- \textit{capabilities} illustrate in sez.~\ref{sec:proc_capabilities}, le ACL
- per i file (vedi sez.~\ref{sec:file_ACL}) o il
- \itindex{Mandatory~Access~Control~(MAC)} \textit{Mandatory Access Control}
- di \index{SELinux} SELinux; inoltre basandosi sul lavoro effettuato con
- SELinux, a partire dal kernel 2.5.x, è iniziato lo sviluppo di una
- infrastruttura di sicurezza, i \itindex{Linux~Security~Modules}
- \textit{Linux Security Modules}, o LSM, in grado di fornire diversi agganci
- a livello del kernel per modularizzare tutti i possibili controlli di
- accesso, cosa che ha permesso di realizzare diverse alternative a
- \index{SELinux} 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.
+ flessibile e controllabile, come le \textit{capabilities} illustrate in
+ sez.~\ref{sec:proc_capabilities}, le ACL per i file (vedi
+ sez.~\ref{sec:file_ACL}) o il \textit{Mandatory Access Control} di
+ \textit{SELinux}; inoltre basandosi sul lavoro effettuato con
+ \textit{SELinux}, a partire dal kernel 2.5.x, è iniziato lo sviluppo di una
+ infrastruttura di sicurezza, i \textit{Linux Security Modules}, o LSM, in
+ grado di fornire diversi agganci a livello del kernel per modularizzare
+ tutti i possibili controlli di accesso, cosa che ha permesso di realizzare
+ diverse alternative a \textit{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.
Abbiamo già accennato come il sistema associ ad ogni utente e gruppo due
-identificatori univoci, lo \textsl{user-ID} (abbreviato in \acr{uid}) ed il
-\textsl{group-ID} (abbreviato in \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 sez.~\ref{sec:file_access_control} vedremo come ad ogni file
-vengano associati un utente ed un gruppo (i suoi \textsl{proprietari},
-indicati appunto tramite un \acr{uid} ed un \acr{gid}) che vengono controllati
-dal kernel nella gestione dei permessi di accesso.
+identificatori univoci, lo \itindex{User~ID~(UID)} \textsl{User-ID}
+(abbreviato in \ids{UID}) ed il \itindex{Group~ID~(GID)} \textsl{Group-ID}
+(abbreviato in \ids{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
+sez.~\ref{sec:file_access_control} vedremo come ad ogni file vengano associati
+un utente ed un gruppo (i suoi \textsl{proprietari}, indicati appunto tramite
+un \ids{UID} ed un \ids{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
\begin{table}[htb]
\footnotesize
\centering
- \begin{tabular}[c]{|c|c|l|p{7.3cm}|}
+ \begin{tabular}[c]{|c|c|l|p{7cm}|}
\hline
\textbf{Suffisso} & \textbf{Gruppo} & \textbf{Denominazione}
& \textbf{Significato} \\
\hline
\hline
- \acr{uid} & \textit{real} & \textsl{user-ID reale}
- & Indica l'utente che ha lanciato il programma.\\
- \acr{gid} & '' &\textsl{group-ID reale}
- & Indica il gruppo principale dell'utente che ha lanciato
- il programma.\\
+ \texttt{uid} & \textit{real} & \textsl{user-ID reale}
+ & Indica l'utente che ha lanciato il programma.\\
+ \texttt{gid} & '' &\textsl{group-ID reale}
+ & Indica il gruppo principale dell'utente che ha lanciato
+ il programma.\\
\hline
- \acr{euid} & \textit{effective} &\textsl{user-ID effettivo}
- & Indica l'utente usato nel controllo di accesso.\\
- \acr{egid} & '' & \textsl{group-ID effettivo}
- & Indica il gruppo usato nel controllo di accesso.\\
- -- & -- & \textsl{group-ID supplementari}
- & Indicano gli ulteriori gruppi cui l'utente appartiene.\\
+ \texttt{euid}& \textit{effective} &\textsl{user-ID effettivo}
+ & Indica l'utente usato nel controllo di accesso.\\
+ \texttt{egid}& '' & \textsl{group-ID effettivo}
+ & Indica il gruppo usato nel controllo di accesso.\\
+ -- & -- & \textsl{group-ID supplementari}
+ & Indicano gli ulteriori gruppi cui l'utente appartiene.\\
\hline
- -- & \textit{saved} & \textsl{user-ID salvato}
- & È una copia dell'\acr{euid} iniziale.\\
- -- & '' & \textsl{group-ID salvato}
- & È una copia dell'\acr{egid} iniziale.\\
+ -- & \textit{saved} & \textsl{user-ID salvato}
+ & Mantiene una copia dell'\acr{euid} iniziale.\\
+ -- & '' & \textsl{group-ID salvato}
+ & Mantiene una copia dell'\acr{egid} iniziale.\\
\hline
- \acr{fsuid} & \textit{filesystem} &\textsl{user-ID di filesystem}
- & Indica l'utente effettivo per l'accesso al filesystem. \\
- \acr{fsgid} & '' & \textsl{group-ID di filesystem}
- & Indica il gruppo effettivo per l'accesso al filesystem.\\
+ \texttt{fsuid}& \textit{filesystem} &\textsl{user-ID di filesystem}
+ & Indica l'utente effettivo per l'accesso al filesystem. \\
+ \texttt{fsgid}& '' & \textsl{group-ID di filesystem}
+ & Indica il gruppo effettivo per l'accesso al filesystem.\\
\hline
\end{tabular}
\caption{Identificatori di utente e gruppo associati a ciascun processo con
\label{tab:proc_uid_gid}
\end{table}
-Al primo gruppo appartengono l'\acr{uid} \textsl{reale} ed il \acr{gid}
+Al primo gruppo appartengono l'\ids{UID} \textsl{reale} ed il \ids{GID}
\textsl{reale}: questi vengono impostati al login ai valori corrispondenti
all'utente con cui si accede al sistema (e relativo gruppo principale).
Servono per l'identificazione dell'utente e normalmente non vengono mai
imposta questi identificatori ai valori corrispondenti all'utente che entra
nel sistema.
-Al secondo gruppo appartengono l'\acr{uid} \textsl{effettivo} e il \acr{gid}
-\textsl{effettivo}, a cui si aggiungono gli eventuali \acr{gid}
+Al secondo gruppo appartengono l'\ids{UID} \textsl{effettivo} e il \ids{GID}
+\textsl{effettivo}, a cui si aggiungono gli eventuali \ids{GID}
\textsl{supplementari} dei gruppi dei quali l'utente fa parte. Questi sono
invece gli identificatori usati nelle verifiche dei permessi del processo e
per il controllo di accesso ai file (argomento affrontato in dettaglio in
Questi identificatori normalmente sono identici ai corrispondenti del gruppo
\textit{real} tranne nel caso in cui, come accennato in
sez.~\ref{sec:proc_exec}, il programma che si è posto in esecuzione abbia i
-bit \itindex{suid~bit} \acr{suid} o \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} impostati
-(il significato di questi bit è affrontato in dettaglio in
-sez.~\ref{sec:file_special_perm}). In questo caso essi saranno impostati
-all'utente e al gruppo proprietari del file. Questo consente, per programmi in
-cui ci sia questa necessità, di dare a qualunque utente i privilegi o i
-permessi di un altro, compreso l'amministratore.
-
-Come nel caso del \acr{pid} e del \acr{ppid}, anche tutti questi
+bit \acr{suid} o \acr{sgid} impostati (il significato di questi bit è
+affrontato in dettaglio in sez.~\ref{sec:file_special_perm}). In questo caso
+essi saranno impostati all'utente e al gruppo proprietari del file. Questo
+consente, per programmi in cui ci sia questa necessità, di dare a qualunque
+utente i privilegi o i permessi di un altro, compreso l'amministratore.
+
+Come nel caso del \ids{PID} e del \ids{PPID}, anche tutti questi
identificatori possono essere ottenuti da un programma attraverso altrettante
-funzioni di lettura, queste sono \funcd{getuid}, \funcd{geteuid},
-\funcd{getgid} e \funcd{getegid}, ed i loro prototipi sono:
+funzioni di sistema dedicate alla loro lettura, queste sono \funcd{getuid},
+\funcd{geteuid}, \funcd{getgid} e \funcd{getegid}, ed i loro prototipi sono:
\begin{funcproto}{
\fhead{unistd.h}
\fhead{sys/types.h}
\fdecl{uid\_t getuid(void)}
-\fdesc{Legge l'\textsl{user-ID reale} del processo corrente.}
+\fdesc{Legge l'\ids{UID} reale del processo corrente.}
\fdecl{uid\_t geteuid(void)}
-\fdesc{Legge l'\textsl{user-ID effettivo} del processo corrente.}
+\fdesc{Legge l'\ids{UID} effettivo del processo corrente.}
\fdecl{gid\_t getgid(void)}
-\fdesc{Legge il \textsl{group-ID reale} del processo corrente.}
+\fdesc{Legge il \ids{GID} reale del processo corrente.}
\fdecl{gid\_t getegid(void)}
-\fdesc{Legge il \textsl{group-ID effettivo} del processo corrente.}
+\fdesc{Legge il \ids{GID} effettivo del processo corrente.}
}
{Le funzioni ritornano i rispettivi identificativi del processo corrente, e
non sono previste condizioni di errore.}
\end{funcproto}
-In generale l'uso di privilegi superiori, ottenibile con un \acr{uid}
+In generale l'uso di privilegi superiori, ottenibile con un \ids{UID}
\textsl{effettivo} diverso da quello reale, 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
Questo in Linux viene fatto usando altri due gruppi di identificatori, il
\textit{saved} ed il \textit{filesystem}. Il primo gruppo è lo stesso usato in
-SVr4, e previsto dallo standard POSIX quando è definita la costante
+SVr4, e previsto dallo standard POSIX quando è definita
\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
migliorare la sicurezza con NFS (il \textit{Network File System}, protocollo
che consente di accedere ai file via rete).
-L'\acr{uid} \textsl{salvato} ed il \acr{gid} \textsl{salvato} sono copie
-dell'\acr{uid} \textsl{effettivo} e del \acr{gid} \textsl{effettivo} del
+L'\ids{UID} \textsl{salvato} ed il \ids{GID} \textsl{salvato} sono copie
+dell'\ids{UID} \textsl{effettivo} e del \ids{GID} \textsl{effettivo} del
processo padre, e vengono impostati dalla funzione \func{exec} all'avvio del
-processo, come copie dell'\acr{uid} \textsl{effettivo} e del \acr{gid}
+processo, come copie dell'\ids{UID} \textsl{effettivo} e del \ids{GID}
\textsl{effettivo} dopo che questi sono stati impostati tenendo conto di
-eventuali \itindex{suid~bit} \acr{suid} o \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Essi
-quindi consentono di tenere traccia di quale fossero utente e gruppo effettivi
-all'inizio dell'esecuzione di un nuovo programma.
+eventuali permessi \acr{suid} o \acr{sgid} (su cui torneremo in
+sez.~\ref{sec:file_special_perm}). Essi quindi consentono di tenere traccia
+di quale fossero utente e gruppo effettivi all'inizio dell'esecuzione di un
+nuovo programma.
-L'\acr{uid} \textsl{di filesystem} e il \acr{gid} \textsl{di filesystem} sono
+L'\ids{UID} \textsl{di filesystem} e il \ids{GID} \textsl{di filesystem} sono
un'estensione introdotta in Linux per rendere più sicuro l'uso di NFS
(torneremo sull'argomento in sez.~\ref{sec:proc_setuid}). Essi sono una
replica dei corrispondenti identificatori del gruppo \textit{effective}, ai
\subsection{Le funzioni di gestione degli identificatori dei processi}
\label{sec:proc_setuid}
-Le due funzioni più comuni che vengono usate per cambiare identità (cioè
-utente e gruppo di appartenenza) ad un processo sono rispettivamente
-\funcd{setuid} e \funcd{setgid}; come accennato in
-sez.~\ref{sec:proc_access_id} in Linux esse seguono la semantica POSIX che
-prevede l'esistenza dell'\textit{user-ID salvato} e del \textit{group-ID
- salvato}; i loro prototipi sono:
+Le funzioni di sistema più comuni che vengono usate per cambiare identità
+(cioè utente e gruppo di appartenenza) ad un processo, e che come accennato in
+sez.~\ref{sec:proc_access_id} seguono la semantica POSIX che prevede
+l'esistenza dell'\ids{UID} salvato e del \ids{GID} salvato, sono
+rispettivamente \funcd{setuid} e \funcd{setgid}; i loro prototipi sono:
\begin{funcproto}{
\fhead{unistd.h}
\fhead{sys/types.h}
\fdecl{int setuid(uid\_t uid)}
-\fdesc{Imposta l'\acr{uid} del processo corrente.}
+\fdesc{Imposta l'\ids{UID} del processo corrente.}
\fdecl{int setgid(gid\_t gid)}
-\fdesc{Imposta il \acr{gid} del processo corrente.}
+\fdesc{Imposta il \ids{GID} del processo corrente.}
}
{Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
-caso \var{errno} può assumere solo il valore \errval{EPERM}.
+caso \var{errno} può assumere solo il valore \errcode{EPERM}.
}
\end{funcproto}
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 \acr{gid} invece che all'\acr{uid}. Gli eventuali \acr{gid}
+riferimento al \ids{GID} invece che all'\ids{UID}. Gli eventuali \ids{GID}
supplementari non vengono modificati.
L'effetto della chiamata è diverso a seconda dei privilegi del processo; se
-l'\acr{uid} effettivo è zero (cioè è quello dell'amministratore di sistema)
+l'\ids{UID} effettivo è zero (cioè è quello dell'amministratore di sistema)
allora tutti gli identificatori (\textit{real}, \textit{effective} e
\textit{saved}) vengono impostati al valore specificato da \param{uid},
-altrimenti viene impostato solo l'\acr{uid} effettivo, e soltanto se il valore
-specificato corrisponde o all'\acr{uid} reale o all'\acr{uid} salvato. Negli
+altrimenti viene impostato solo l'\ids{UID} effettivo, e soltanto se il valore
+specificato corrisponde o all'\ids{UID} reale o all'\ids{UID} salvato. Negli
altri casi viene segnalato un errore con \errcode{EPERM}.
Come accennato l'uso principale di queste funzioni è quello di poter
-consentire ad un programma con i bit \itindex{suid~bit} \acr{suid} o
-\itindex{sgid~bit} \acr{sgid} impostati (vedi
-sez.~\ref{sec:file_special_perm}) di riportare l'\acr{uid} effettivo a quello
+consentire ad un programma con i bit \acr{suid} o \acr{sgid} impostati (vedi
+sez.~\ref{sec:file_special_perm}) di riportare l'\ids{UID} effettivo a quello
dell'utente che ha lanciato il programma, effettuare il lavoro che non
necessita di privilegi aggiuntivi, ed eventualmente tornare indietro.
Come esempio per chiarire l'uso di queste funzioni prendiamo quello con cui
-viene gestito l'accesso al file \sysfile{/var/run/utmp}. In questo file viene
+viene gestito l'accesso al file \sysfiled{/var/run/utmp}. In questo file viene
registrato chi sta usando il sistema al momento corrente; chiaramente non può
essere lasciato aperto in scrittura a qualunque utente, che potrebbe
falsificare la registrazione. Per questo motivo questo file (e l'analogo
-\sysfile{/var/log/wtmp} su cui vengono registrati login e logout) appartengono
+\sysfiled{/var/log/wtmp} su cui vengono registrati login e logout) appartengono
ad un gruppo dedicato (in genere \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
situazione degli identificatori è la seguente:
\begin{eqnarray*}
\label{eq:1}
- \textsl{group-ID reale} &=& \textrm{\acr{gid} (del chiamante)} \\
+ \textsl{group-ID reale} &=& \textrm{\ids{GID} (del chiamante)} \\
\textsl{group-ID effettivo} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
\textsl{group-ID salvato} &=& \textrm{\acr{utmp}}
\end{eqnarray*}
in tal caso infatti la situazione degli identificatori sarebbe:
\begin{eqnarray*}
\label{eq:2}
- \textsl{group-ID reale} &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)} \\
- \textsl{group-ID effettivo} &=& \textrm{\acr{gid}} \\
+ \textsl{group-ID reale} &=& \textrm{\ids{GID} (invariato)} \\
+ \textsl{group-ID effettivo} &=& \textrm{\ids{GID}} \\
\textsl{group-ID salvato} &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
\end{eqnarray*}
-e ogni processo lanciato dal terminale avrebbe comunque \acr{gid} come
+e ogni processo lanciato dal terminale avrebbe comunque \ids{GID} come
\textsl{group-ID effettivo}. All'uscita dal terminale, per poter di nuovo
aggiornare lo stato di \sysfile{/var/run/utmp} il programma eseguirà una
\code{setgid(utmp)} (dove \var{utmp} è il valore numerico associato al gruppo
funzione avrà successo e riporterà la situazione a:
\begin{eqnarray*}
\label{eq:3}
- \textsl{group-ID reale} &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)} \\
+ \textsl{group-ID reale} &=& \textrm{\ids{GID} (invariato)} \\
\textsl{group-ID effettivo} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
\textsl{group-ID salvato} &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
\end{eqnarray*}
processo, rendendo impossibile riguadagnare i privilegi di amministratore.
Questo comportamento è corretto per l'uso che ne fa \cmd{login} una volta che
crea una nuova shell per l'utente, ma quando si vuole cambiare soltanto
-l'\textsl{user-ID effettivo} del processo per cedere i privilegi occorre
+l'\ids{UID} effettivo del processo per cedere i privilegi occorre
ricorrere ad altre funzioni.
-Le due funzioni \funcd{setreuid} e \funcd{setregid} derivano da BSD che, non
-supportando (almeno fino alla versione 4.3+BSD) gli identificatori del gruppo
-\textit{saved}, le usa per poter scambiare fra di loro \textit{effective} e
-\textit{real}; i rispettivi prototipi sono:
+Le due funzioni di sistema \funcd{setreuid} e \funcd{setregid} derivano da BSD
+che, non supportando (almeno fino alla versione 4.3+BSD) gli identificatori
+del gruppo \textit{saved}, le usa per poter scambiare fra di loro
+\textit{effective} e \textit{real}; i rispettivi prototipi sono:
\begin{funcproto}{
\fhead{unistd.h}
\fhead{sys/types.h}
\fdecl{int setreuid(uid\_t ruid, uid\_t euid)}
-\fdesc{Imposta \acr{uid} reale e \acr{uid} effettivo del processo corrente.}
+\fdesc{Imposta \ids{UID} reale e \ids{UID} effettivo del processo corrente.}
\fdecl{int setregid(gid\_t rgid, gid\_t egid)}
-\fdesc{Imposta \acr{gid} reale e \acr{gid} effettivo del processo corrente.}
+\fdesc{Imposta \ids{GID} reale e \ids{GID} effettivo del processo corrente.}
}
{Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
-caso \var{errno} può assumere solo il valore \errval{EPERM}.
+caso \var{errno} può assumere solo il valore \errcode{EPERM}.
}
\end{funcproto}
Le due funzioni sono identiche, quanto diremo per la prima riguardo gli
-\acr{uid} si applica alla seconda per i \acr{gid}. La funzione
-\func{setreuid} imposta rispettivamente l'\acr{uid} reale e l'\acr{uid}
+\ids{UID} si applica alla seconda per i \ids{GID}. La funzione
+\func{setreuid} imposta rispettivamente l'\ids{UID} reale e l'\ids{UID}
effettivo del processo corrente ai valori specificati da \param{ruid}
e \param{euid}. I processi non privilegiati possono impostare solo valori che
-corrispondano o al loro \acr{uid} effettivo o a quello reale o a quello
+corrispondano o al loro \ids{UID} effettivo o a quello reale o a quello
salvato, valori diversi comportano il fallimento della chiamata.
L'amministratore invece può specificare un valore qualunque. Specificando un
argomento di valore $-1$ l'identificatore corrispondente verrà lasciato
inalterato.
-Con queste funzioni si possono scambiare fra loro gli \acr{uid} reale ed
+Con queste funzioni si possono scambiare fra loro gli \ids{UID} reale ed
effettivo, e pertanto è possibile implementare un comportamento simile a
quello visto in precedenza per \func{setgid}, cedendo i privilegi con un primo
scambio, e recuperandoli, una volta eseguito il lavoro non privilegiato, con
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 \acr{uid} reale privilegiato, che dovrà
+questo caso infatti essi avranno un \ids{UID} reale privilegiato, che dovrà
essere esplicitamente eliminato prima di porre in esecuzione un nuovo
programma, occorrerà cioè eseguire un'altra chiamata dopo la \func{fork} e
-prima della \func{exec} per uniformare l'\acr{uid} reale a quello effettivo,
+prima della \func{exec} per uniformare l'\ids{UID} reale a quello effettivo,
perché in caso contrario il nuovo programma potrebbe a sua volta effettuare
uno scambio e riottenere dei privilegi non previsti.
Lo stesso problema di propagazione dei privilegi ad eventuali processi figli
-si pone anche per l'\acr{uid} salvato. Ma la funzione \func{setreuid} deriva
+si pone anche per l'\ids{UID} salvato. Ma la funzione \func{setreuid} deriva
da un'implementazione di sistema che non ne prevede la presenza, e quindi non
è possibile usarla per correggere la situazione come nel caso precedente. Per
questo motivo in Linux tutte le volte che si imposta un qualunque valore
-diverso da quello dall'\acr{uid} reale corrente, l'\acr{uid} salvato viene
-automaticamente uniformato al valore dell'\acr{uid} effettivo.
+diverso da quello dall'\ids{UID} reale corrente, l'\ids{UID} salvato viene
+automaticamente uniformato al valore dell'\ids{UID} effettivo.
-Altre due funzioni, \funcd{seteuid} e \funcd{setegid}, sono un'estensione
-dello standard POSIX.1, ma sono comunque supportate dalla maggior parte degli
-Unix, esse vengono usate per cambiare gli identificatori del gruppo
-\textit{effective} ed i loro prototipi sono:
+Altre due funzioni di sistema, \funcd{seteuid} e \funcd{setegid}, sono
+un'estensione dello standard POSIX.1, ma sono comunque supportate dalla
+maggior parte degli Unix, esse vengono usate per cambiare gli identificatori
+del gruppo \textit{effective} ed i loro prototipi sono:
\begin{funcproto}{
\fhead{unistd.h}
\fhead{sys/types.h}
\fdecl{int seteuid(uid\_t uid)}
-\fdesc{Imposta l'\acr{uid} effettivo del processo corrente.}
+\fdesc{Imposta l'\ids{UID} effettivo del processo corrente.}
\fdecl{int setegid(gid\_t gid)}
-\fdesc{Imposta il \acr{gid} effettivo del processo corrente.}
+\fdesc{Imposta il \ids{GID} effettivo del processo corrente.}
}
{Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
-caso \var{errno} può assumere solo il valore \errval{EPERM}.
+caso \var{errno} può assumere solo il valore \errcode{EPERM}.
}
\end{funcproto}
Ancora una volta le due funzioni sono identiche, e quanto diremo per la prima
-riguardo gli \acr{uid} si applica allo stesso modo alla seconda per i
-\acr{gid}. Con \func{seteuid} gli utenti normali possono impostare l'\acr{uid}
-effettivo solo al valore dell'\acr{uid} reale o dell'\acr{uid} salvato,
+riguardo gli \ids{UID} si applica allo stesso modo alla seconda per i
+\ids{GID}. Con \func{seteuid} gli utenti normali possono impostare l'\ids{UID}
+effettivo solo al valore dell'\ids{UID} reale o dell'\ids{UID} salvato,
l'amministratore può specificare qualunque valore. Queste funzioni sono usate
-per permettere all'amministratore di impostare solo l'\acr{uid} effettivo,
+per permettere all'amministratore di impostare solo l'\ids{UID} effettivo,
dato che l'uso normale di \func{setuid} comporta l'impostazione di tutti gli
identificatori.
-Le due funzioni \funcd{setresuid} e \funcd{setresgid} sono invece
+Le due funzioni di sistema \funcd{setresuid} e \funcd{setresgid} sono invece
un'estensione introdotta in Linux (a partire dal kernel 2.1.44) e permettono
un completo controllo su tutti e tre i gruppi di identificatori
(\textit{real}, \textit{effective} e \textit{saved}), i loro prototipi sono:
\fhead{unistd.h}
\fhead{sys/types.h}
\fdecl{int setresuid(uid\_t ruid, uid\_t euid, uid\_t suid)}
-\fdesc{Imposta l'\acr{uid} reale, effettivo e salvato del processo corrente.}
+\fdesc{Imposta l'\ids{UID} reale, effettivo e salvato del processo corrente.}
\fdecl{int setresgid(gid\_t rgid, gid\_t egid, gid\_t sgid)}
-\fdesc{Imposta il \acr{gid} reale, effettivo e salvato del processo corrente.}
+\fdesc{Imposta il \ids{GID} reale, effettivo e salvato del processo corrente.}
}
{Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
-caso \var{errno} può assumere solo il valore \errval{EPERM}.
+caso \var{errno} può assumere solo il valore \errcode{EPERM}.
}
\end{funcproto}
Di nuovo le due funzioni sono identiche e quanto detto per la prima riguardo
-gli \acr{uid} si applica alla seconda per i \acr{gid}. La funzione
-\func{setresuid} imposta l'\acr{uid} reale, l'\acr{uid} effettivo e
-l'\acr{uid} salvato del processo corrente ai valori specificati
+gli \ids{UID} si applica alla seconda per i \ids{GID}. La funzione
+\func{setresuid} imposta l'\ids{UID} reale, l'\ids{UID} effettivo e
+l'\ids{UID} salvato del processo corrente ai valori specificati
rispettivamente dagli argomenti \param{ruid}, \param{euid} e \param{suid}. I
-processi non privilegiati possono cambiare uno qualunque degli\acr{uid} solo
-ad un valore corrispondente o all'\acr{uid} reale, o a quello effettivo o a
+processi non privilegiati possono cambiare uno qualunque degli\ids{UID} solo
+ad un valore corrispondente o all'\ids{UID} reale, o a quello effettivo o a
quello salvato, l'amministratore può specificare i valori che vuole. Un valore
di $-1$ per un qualunque argomento lascia inalterato l'identificatore
corrispondente.
-Per queste funzioni esistono anche due controparti, \funcd{getresuid} e
-\funcd{getresgid},\footnote{le funzioni non sono standard, anche se appaiono
- in altri kernel, su Linux sono presenti dal kernel 2.1.44 e con le versioni
- della \acr{glibc} a partire dalla 2.3.2, definendo la macro
- \macro{\_GNU\_SOURCE}.} che permettono di leggere in blocco i vari
+Per queste funzioni di sistema esistono anche due controparti,
+\funcd{getresuid} e \funcd{getresgid},\footnote{le funzioni non sono standard,
+ anche se appaiono in altri kernel, su Linux sono presenti dal kernel 2.1.44
+ e con le versioni della \acr{glibc} a partire dalla 2.3.2, definendo la
+ macro \macro{\_GNU\_SOURCE}.} che permettono di leggere in blocco i vari
identificatori; i loro prototipi sono:
\begin{funcproto}{
\fhead{unistd.h}
\fhead{sys/types.h}
\fdecl{int getresuid(uid\_t *ruid, uid\_t *euid, uid\_t *suid)}
-\fdesc{Legge l'\acr{uid} reale, effettivo e salvato del processo corrente.}
+\fdesc{Legge l'\ids{UID} reale, effettivo e salvato del processo corrente.}
\fdecl{int getresgid(gid\_t *rgid, gid\_t *egid, gid\_t *sgid)}
-\fdesc{Legge il \acr{gid} reale, effettivo e salvato del processo corrente.}
+\fdesc{Legge il \ids{GID} reale, effettivo e salvato del processo corrente.}
}
{Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
- caso \var{errno} può assumere solo il valore \errval{EFAULT} se gli
+ caso \var{errno} può assumere solo il valore \errcode{EFAULT} se gli
indirizzi delle variabili di ritorno non sono validi. }
\end{funcproto}
Anche queste funzioni sono un'estensione specifica di Linux, e non richiedono
nessun privilegio. I valori sono restituiti negli argomenti, che vanno
-specificati come puntatori (è un altro esempio di
-\itindex{value~result~argument} \textit{value result argument}). Si noti che
-queste funzioni sono le uniche in grado di leggere gli identificatori del
-gruppo \textit{saved}.
+specificati come puntatori (è un altro esempio di \textit{value result
+ argument}). Si noti che queste funzioni sono le uniche in grado di leggere
+gli identificatori del gruppo \textit{saved}.
Infine le funzioni \func{setfsuid} e \func{setfsgid} servono per impostare gli
identificatori del gruppo \textit{filesystem} che sono usati da Linux per il
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'\acr{uid} effettivo o l'\acr{uid} reale il server si espone
+fatto cambiando l'\ids{UID} effettivo o l'\ids{UID} reale il server si espone
alla ricezione di eventuali segnali ostili da parte dell'utente di cui ha
-temporaneamente assunto l'identità. Cambiando solo l'\acr{uid} di filesystem
+temporaneamente assunto l'identità. Cambiando solo l'\ids{UID} di filesystem
si ottengono i privilegi necessari per accedere ai file, mantenendo quelli
originari per quanto riguarda tutti gli altri controlli di accesso, così che
l'utente non possa inviare segnali al server NFS.
-Le due funzioni usate per cambiare questi identificatori sono \funcd{setfsuid}
-e \funcd{setfsgid}, ed ovviamente sono specifiche di Linux e non devono essere
-usate se si intendono scrivere programmi portabili; i loro prototipi sono:
+Le due funzioni di sistema usate per cambiare questi identificatori sono
+\funcd{setfsuid} e \funcd{setfsgid}, ed ovviamente sono specifiche di Linux e
+non devono essere usate se si intendono scrivere programmi portabili; i loro
+prototipi sono:
\begin{funcproto}{
\fhead{sys/fsuid.h}
\fdecl{int setfsuid(uid\_t fsuid)}
-\fdesc{Imposta l'\acr{uid} di filesystem del processo corrente.}
+\fdesc{Imposta l'\ids{UID} di filesystem del processo corrente.}
\fdecl{int setfsgid(gid\_t fsgid)}
-\fdesc{Legge il \acr{gid} di filesystem del processo corrente.}
+\fdesc{Legge il \ids{GID} di filesystem del processo corrente.}
}
{Le funzioni restituiscono il nuovo valore dell'identificativo in caso di
successo e quello corrente per un errore, in questo caso non viene però
gruppi supplementari cui un utente può appartenere. Ogni processo può avere
almeno \const{NGROUPS\_MAX} gruppi supplementari\footnote{il numero massimo di
gruppi secondari può essere ottenuto con \func{sysconf} (vedi
- sez.~\ref{sec:sys_sysconf}), leggendo il parametro
- \texttt{\_SC\_NGROUPS\_MAX}.} in aggiunta al gruppo primario; questi vengono
+ sez.~\ref{sec:sys_limits}), leggendo il parametro
+ \const{\_SC\_NGROUPS\_MAX}.} in aggiunta al gruppo primario; questi vengono
ereditati dal processo padre e possono essere cambiati con queste funzioni.
-La funzione che permette di leggere i gruppi supplementari associati ad un
-processo è \funcd{getgroups}; questa funzione è definita nello standard
-POSIX.1, ed il suo prototipo è:
+La funzione di sistema che permette di leggere i gruppi supplementari
+associati ad un processo è \funcd{getgroups}; questa funzione è definita nello
+standard POSIX.1, ed il suo prototipo è:
\begin{funcproto}{
\fhead{sys/types.h}
La funzione legge gli identificatori dei gruppi supplementari del processo sul
vettore \param{list} che deve essere di dimensione pari a \param{size}. Non è
-specificato se la funzione inserisca o meno nella lista il \acr{gid} effettivo
+specificato se la funzione inserisca o meno nella lista il \ids{GID} effettivo
del processo. Se si specifica un valore di \param{size} uguale a $0$ allora
l'argomento \param{list} non viene modificato, ma si ottiene il numero di
gruppi supplementari.
La funzione esegue una scansione del database dei gruppi (si veda
sez.~\ref{sec:sys_user_group}) per leggere i gruppi supplementari dell'utente
-specificato per nome (e non con un \acr{uid}) nella stringa passata con
+specificato per nome (e non con un \ids{UID}) nella stringa passata con
l'argomento \param{user}. Ritorna poi nel vettore \param{groups} la lista dei
-\acr{gid} dei gruppi a cui l'utente appartiene. Si noti che \param{ngroups},
+\ids{GID} dei gruppi a cui l'utente appartiene. Si noti che \param{ngroups},
che in ingresso deve indicare la dimensione di \param{group}, è passato come
-\itindex{value~result~argument} \textit{value result argument} perché, qualora
-il valore specificato sia troppo piccolo, la funzione ritorna $-1$, passando
-comunque indietro il numero dei gruppi trovati, in modo da poter ripetere la
-chiamata con un vettore di dimensioni adeguate.
+\textit{value result argument} perché, qualora il valore specificato sia
+troppo piccolo, la funzione ritorna $-1$, passando comunque indietro il numero
+dei gruppi trovati, in modo da poter ripetere la chiamata con un vettore di
+dimensioni adeguate.
Infine per impostare i gruppi supplementari di un processo ci sono due
funzioni, che possono essere usate solo se si hanno i privilegi di
-amministratore.\footnote{e più precisamente se si ha la \itindex{capability}
- \textit{capability} \macro{CAP\_SETGID}.} La prima delle due è
+amministratore.\footnote{e più precisamente se si ha la \textit{capability}
+ \const{CAP\_SETGID}.} La prima delle due è la funzione di sistema
\funcd{setgroups},\footnote{la funzione è definita in BSD e SRv4, ma a
differenza di \func{getgroups} non è stata inclusa in POSIX.1-2001, per
poterla utilizzare deve essere definita la macro \macro{\_BSD\_SOURCE}.} ed
caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
\begin{errlist}
\item[\errcode{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
-\item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi di amministratore.
\item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{size} è maggiore del valore
massimo consentito di gruppi supplementari.
+\item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi di amministratore.
\end{errlist}}
\end{funcproto}
che si possono impostare è un parametro di sistema, che può essere ricavato
con le modalità spiegate in sez.~\ref{sec:sys_characteristics}.
-Se invece si vogliono impostare i gruppi supplementari del processo a quelli di
-un utente specifico, si può usare \funcd{initgroups} il cui prototipo è:
+Se invece si vogliono impostare i gruppi supplementari del processo a quelli
+di un utente specifico, si può usare la funzione \funcd{initgroups} il cui
+prototipo è:
\begin{funcproto}{
\fhead{sys/types.h}
{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
\begin{errlist}
-\item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi di amministratore.
\item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per allocare lo spazio per
informazioni dei gruppi.
+\item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi di amministratore.
\end{errlist}}
\end{funcproto}
La funzione esegue la scansione del database dei gruppi (usualmente
\conffile{/etc/group}) cercando i gruppi di cui è membro l'utente \param{user}
-(di nuovo specificato per nome e non per \acr{uid}) con cui costruisce una
-lista di gruppi supplementari, a cui aggiunge anche
-\param{group}, infine imposta questa lista per il processo corrente usando
-\func{setgroups}. Si tenga presente che sia \func{setgroups} che
-\func{initgroups} non sono definite nello standard POSIX.1 e che pertanto non
-è possibile utilizzarle quando si definisce \macro{\_POSIX\_SOURCE} o si
-compila con il flag \cmd{-ansi}, è pertanto meglio evitarle se si vuole
-scrivere codice portabile.
+(di nuovo specificato per nome e non per \ids{UID}) con cui costruisce una
+lista di gruppi supplementari, a cui aggiunge anche \param{group}, infine
+imposta questa lista per il processo corrente usando \func{setgroups}. Si
+tenga presente che sia \func{setgroups} che \func{initgroups} non sono
+definite nello standard POSIX.1 e che pertanto non è possibile utilizzarle
+quando si definisce \macro{\_POSIX\_SOURCE} o si compila con il flag
+\cmd{-ansi}, è pertanto meglio evitarle se si vuole scrivere codice portabile.
\section{La gestione della priorità dei processi}
\label{sec:proc_priority}
In questa sezione tratteremo più approfonditamente i meccanismi con il quale
-lo \itindex{scheduler} \textit{scheduler} assegna la CPU ai vari processi
-attivi. In particolare prenderemo in esame i vari meccanismi con cui viene
-gestita l'assegnazione del tempo di CPU, ed illustreremo le varie funzioni di
-gestione. Tratteremo infine anche le altre priorità dei processi (come quelle
-per l'accesso a disco) divenute disponibili con i kernel più recenti.
+lo \textit{scheduler} assegna la CPU ai vari processi attivi. In particolare
+prenderemo in esame i vari meccanismi con cui viene gestita l'assegnazione del
+tempo di CPU, ed illustreremo le varie funzioni di gestione. Tratteremo infine
+anche le altre priorità dei processi (come quelle per l'accesso a disco)
+divenute disponibili con i kernel più recenti.
\subsection{I meccanismi di \textit{scheduling}}
interrotto in nessuna circostanza.\\
\textit{stopped} & \texttt{T} & Il processo è stato fermato con un
\signal{SIGSTOP}, o è tracciato.\\
- \textit{zombie}\itindex{zombie}& \texttt{Z} & Il processo è terminato ma il
+ \textit{zombie} & \texttt{Z} & Il processo è terminato ma il
suo stato di terminazione non è ancora
stato letto dal padre.\\
\textit{killable}& \texttt{D} & Un nuovo stato introdotto con il kernel
Il meccanismo usato da Linux è in realtà piuttosto complesso,\footnote{e
dipende strettamente dalla versione di kernel; in particolare a partire
- dalla serie 2.6.x lo scheduler è stato riscritto completamente, con molte
- modifiche susseguitesi per migliorarne le prestazioni, per un certo periodo
- ed è stata anche introdotta la possibilità di usare diversi algoritmi,
- selezionabili sia in fase di compilazione, che, nelle versioni più recenti,
- all'avvio (addirittura è stato ideato un sistema modulare che permette di
- cambiare lo scheduler a sistema attivo).} ma a grandi linee si può dire che
-ad ogni processo è assegnata una \textit{time-slice}, cioè un intervallo di
-tempo (letteralmente una fetta) per il quale, a meno di eventi esterni, esso
-viene eseguito senza essere interrotto. Inoltre la priorità dinamica viene
-calcolata dallo scheduler a partire da un valore iniziale che viene
-\textsl{diminuito} tutte le volte che un processo è in stato \textit{runnable}
-ma non viene posto in esecuzione.\footnote{in realtà il calcolo della priorità
- dinamica e la conseguente scelta di quale processo mettere in esecuzione
- avviene con un algoritmo molto più complicato, che tiene conto anche della
- \textsl{interattività} del processo, utilizzando diversi fattori, questa è
- una brutale semplificazione per rendere l'idea del funzionamento, per una
- trattazione più dettagliata, anche se non aggiornatissima, dei meccanismi di
- funzionamento dello scheduler si legga il quarto capitolo di
- \cite{LinKernDev}.} Lo scheduler infatti mette sempre in esecuzione, fra
-tutti i processi in stato \textit{runnable}, quello che ha il valore di
-priorità dinamica più basso.\footnote{con le priorità dinamiche il significato
- del valore numerico ad esse associato è infatti invertito, un valore più
- basso significa una priorità maggiore.} Il fatto che questo valore venga
-diminuito quando un processo non viene posto in esecuzione pur essendo pronto,
-significa che la priorità dei processi che non ottengono l'uso del processore
-viene progressivamente incrementata, così che anche questi alla fine hanno la
+ dalla serie 2.6.x lo \textit{scheduler} è stato riscritto completamente, con
+ molte modifiche susseguitesi per migliorarne le prestazioni, per un certo
+ periodo ed è stata anche introdotta la possibilità di usare diversi
+ algoritmi, selezionabili sia in fase di compilazione, che, nelle versioni
+ più recenti, all'avvio (addirittura è stato ideato un sistema modulare che
+ permette di cambiare lo \textit{scheduler} a sistema attivo).} ma a grandi
+linee si può dire che ad ogni processo è assegnata una \textit{time-slice},
+cioè un intervallo di tempo (letteralmente una fetta) per il quale, a meno di
+eventi esterni, esso viene eseguito senza essere interrotto. Inoltre la
+priorità dinamica viene calcolata dallo \textit{scheduler} a partire da un
+valore iniziale che viene \textsl{diminuito} tutte le volte che un processo è
+in stato \textit{runnable} ma non viene posto in esecuzione.\footnote{in
+ realtà il calcolo della priorità dinamica e la conseguente scelta di quale
+ processo mettere in esecuzione avviene con un algoritmo molto più
+ complicato, che tiene conto anche della \textsl{interattività} del processo,
+ utilizzando diversi fattori, questa è una brutale semplificazione per
+ rendere l'idea del funzionamento, per una trattazione più dettagliata, anche
+ se non aggiornatissima, dei meccanismi di funzionamento dello
+ \textit{scheduler} si legga il quarto capitolo di \cite{LinKernDev}.} Lo
+\textit{scheduler} infatti mette sempre in esecuzione, fra tutti i processi in
+stato \textit{runnable}, quello che ha il valore di priorità dinamica più
+basso.\footnote{con le priorità dinamiche il significato del valore numerico
+ ad esse associato è infatti invertito, un valore più basso significa una
+ priorità maggiore.} Il fatto che questo valore venga diminuito quando un
+processo non viene posto in esecuzione pur essendo pronto, significa che la
+priorità dei processi che non ottengono l'uso del processore viene
+progressivamente incrementata, così che anche questi alla fine hanno la
possibilità di essere eseguiti.
Sia la dimensione della \textit{time-slice} che il valore di partenza della
che ciascun processo si porta dietro, essa viene ereditata dai processi
figli e mantenuta attraverso una \func{exec}; fino alla serie 2.4 essa era
mantenuta nell'omonimo campo \texttt{nice} della \texttt{task\_struct}, con
- la riscrittura dello scheduler eseguita nel 2.6 viene mantenuta nel campo
- \texttt{static\_prio} come per le priorità statiche.} L'origine del nome di
-questo parametro sta nel fatto che generalmente questo viene usato per
+ la riscrittura dello \textit{scheduler} eseguita nel 2.6 viene mantenuta nel
+ campo \texttt{static\_prio} come per le priorità statiche.} L'origine del
+nome di questo parametro sta nel fatto che generalmente questo viene usato per
\textsl{diminuire} la priorità di un processo, come misura di cortesia nei
confronti degli altri. I processi infatti vengono creati dal sistema con un
valore nullo e nessuno è privilegiato rispetto agli altri. Specificando un
\end{errlist}}
\end{funcproto}
+\constbeg{PRIO\_MIN}
+\constbeg{PRIO\_MAX}
+
L'argomento \param{inc} indica l'incremento da effettuare rispetto al valore
di \textit{nice} corrente, che può assumere valori compresi fra
\const{PRIO\_MIN} e \const{PRIO\_MAX}; nel caso di Linux sono fra $-20$ e
il risultato nell'intervallo consentito. Valori positivi comportano maggiore
\textit{cortesia} e cioè una diminuzione della priorità, valori negativi
comportano invece un aumento della priorità. Con i kernel precedenti il 2.6.12
-solo l'amministratore\footnote{o un processo con la \itindex{capabilities}
- \textit{capability} \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi
- sez.~\ref{sec:proc_capabilities}.} può specificare valori negativi
-di \param{inc} che permettono di aumentare la priorità di un processo, a
-partire da questa versione è consentito anche agli utenti normali alzare
-(entro certi limiti, che vedremo in sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) la
-priorità dei propri processi.
+solo l'amministratore\footnote{o un processo con la \textit{capability}
+ \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}.} può
+specificare valori negativi di \param{inc} che permettono di aumentare la
+priorità di un processo, a partire da questa versione è consentito anche agli
+utenti normali alzare (entro certi limiti, che vedremo in
+sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) la priorità dei propri processi.
+
+\constend{PRIO\_MIN}
+\constend{PRIO\_MAX}
Gli standard SUSv2 e POSIX.1 prevedono che la funzione ritorni il nuovo valore
di \textit{nice} del processo; tuttavia la \textit{system call} di Linux non
di adeguati privilegi, di diminuire un valore di \textit{nice} precedentemente
innalzato.
-Fino alle \acr{glibc} 2.2.4 la funzione di libreria riportava direttamente il
+Fino alla \acr{glibc} 2.2.4 la funzione di libreria riportava direttamente il
risultato dalla \textit{system call}, violando lo standard, per cui per
ottenere il nuovo valore occorreva una successiva chiamata alla funzione
\func{getpriority}. A partire dalla \acr{glibc} 2.2.4 \func{nice} è stata
verificarne il valore quando \func{nice} restituisce $-1$.
Per leggere il valore di \textit{nice} di un processo occorre usare la
-funzione \funcd{getpriority}, derivata da BSD; il suo prototipo è:
+funzione di sistema \funcd{getpriority}, derivata da BSD; il suo prototipo è:
\begin{funcproto}{
\fhead{sys/time.h}
{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
\begin{errlist}
-\item[\errcode{ESRCH}] non c'è nessun processo che corrisponda ai valori di
- \param{which} e \param{who}.
\item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{which} non è uno di quelli
elencati in tab.~\ref{tab:proc_getpriority}.
+\item[\errcode{ESRCH}] non c'è nessun processo che corrisponda ai valori di
+ \param{which} e \param{who}.
\end{errlist}}
\end{funcproto}
nell'argomento \param{which}, di leggere il valore di \textit{nice} di un
processo, di un gruppo di processi (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) o di
un utente indicato dall'argomento \param{who}. Nelle vecchie versioni può
-essere necessario includere anche \code{sys/time.h}, questo non è più
+essere necessario includere anche \headfiled{sys/time.h}, questo non è più
necessario con versioni recenti delle librerie, ma è comunque utile per
portabilità.
\param{which} & \param{who} & \textbf{Significato} \\
\hline
\hline
- \const{PRIO\_PROCESS} & \type{pid\_t} & processo \\
- \const{PRIO\_PRGR} & \type{pid\_t} & \itindex{process~group}
- \textit{process group} \\
- \const{PRIO\_USER} & \type{uid\_t} & utente \\
+ \constd{PRIO\_PROCESS} & \type{pid\_t} & processo \\
+ \constd{PRIO\_PRGR} & \type{pid\_t} & \textit{process group} (vedi
+ sez.~\ref{sec:sess_proc_group})\\
+ \constd{PRIO\_USER} & \type{uid\_t} & utente \\
\hline
\end{tabular}
\caption{Legenda del valore dell'argomento \param{which} e del tipo
quando si ottiene un valore di ritorno uguale a $-1$ per verificare che essa
resti uguale a zero.
-Analoga a \func{getpriority} è la funzione \funcd{setpriority} che permette di
-impostare la priorità di uno o più processi; il suo prototipo è:
+Analoga a \func{getpriority} è la funzione di sistema \funcd{setpriority} che
+permette di impostare la priorità di uno o più processi; il suo prototipo è:
\begin{funcproto}{
\fhead{sys/time.h}
{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
\begin{errlist}
+\item[\errcode{EACCES}] si è richiesto un aumento di priorità senza avere
+ sufficienti privilegi.
+\item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{which} non è uno di quelli
+ elencati in tab.~\ref{tab:proc_getpriority}.
+\item[\errcode{EPERM}] un processo senza i privilegi di amministratore ha
+ cercato di modificare la priorità di un processo di un altro utente.
\item[\errcode{ESRCH}] non c'è nessun processo che corrisponda ai valori di
\param{which} e \param{who}.
-\item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{which} non è uno di quelli
- elencati in tab.~\ref{tab:proc_getpriority}.
- \item[\errcode{EACCES}] si è richiesto un aumento di priorità senza avere
- sufficienti privilegi.
- \item[\errcode{EPERM}] un processo senza i privilegi di amministratore ha
- cercato di modificare la priorità di un processo di un altro utente.
\end{errlist}}
\end{funcproto}
\textit{nice} valido.
Si tenga presente che solo l'amministratore\footnote{o più precisamente un
- processo con la \itindex{capabilities} \textit{capability}
- \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}.} ha la
-possibilità di modificare arbitrariamente le priorità di qualunque
-processo. Un utente normale infatti può modificare solo la priorità dei suoi
-processi ed in genere soltanto diminuirla. Fino alla versione di kernel
-2.6.12 Linux ha seguito le specifiche dello standard SUSv3, e come per tutti i
-sistemi derivati da SysV veniva richiesto che l'\acr{uid} reale o quello
-effettivo del processo chiamante corrispondessero all'\acr{uid} reale (e solo
-a quello) del processo di cui si intendeva cambiare la priorità. A partire
-dalla versione 2.6.12 è stata adottata la semantica in uso presso i sistemi
-derivati da BSD (SunOS, Ultrix, *BSD), in cui la corrispondenza può essere
-anche con l'\acr{uid} effettivo.
+ processo con la \textit{capability} \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi
+ sez.~\ref{sec:proc_capabilities}.} ha la possibilità di modificare
+arbitrariamente le priorità di qualunque processo. Un utente normale infatti
+può modificare solo la priorità dei suoi processi ed in genere soltanto
+diminuirla. Fino alla versione di kernel 2.6.12 Linux ha seguito le
+specifiche dello standard SUSv3, e come per tutti i sistemi derivati da SysV
+veniva richiesto che l'\ids{UID} reale o quello effettivo del processo
+chiamante corrispondessero all'\ids{UID} reale (e solo a quello) del processo
+di cui si intendeva cambiare la priorità. A partire dalla versione 2.6.12 è
+stata adottata la semantica in uso presso i sistemi derivati da BSD (SunOS,
+Ultrix, *BSD), in cui la corrispondenza può essere anche con l'\ids{UID}
+effettivo.
Sempre a partire dal kernel 2.6.12 è divenuto possibile anche per gli utenti
ordinari poter aumentare la priorità dei propri processi specificando un
una priorità dinamica per i processi che non ricevono la CPU così che anche
essi possano essere messi in esecuzione, un alto valore di \textit{nice}
corrisponde comunque ad una \textit{time-slice} molto piccola che non cresce
-comunque, per cui un processo a bassa priorità avra davvero scarse possibilità
+comunque, per cui un processo a bassa priorità avrà davvero scarse possibilità
di essere eseguito in presenza di processi attivi a priorità più alta.
\textit{real-time} (o nel caso di Adeos gestiti dalle code del nano-kernel),
in modo da poterli controllare direttamente qualora ci sia la necessità di
avere un processo con priorità più elevata di un \textit{interrupt
- handler}.} mentre con l'incorrere in un \itindex{page~fault} \textit{page
- fault} si possono avere ritardi non previsti. Se l'ultimo problema può
-essere aggirato attraverso l'uso delle funzioni di controllo della memoria
-virtuale (vedi sez.~\ref{sec:proc_mem_lock}), il primo non è superabile e può
-comportare ritardi non prevedibili riguardo ai tempi di esecuzione di
-qualunque processo.
+ handler}.} mentre con l'incorrere in un \textit{page fault} si possono
+avere ritardi non previsti. Se l'ultimo problema può essere aggirato
+attraverso l'uso delle funzioni di controllo della memoria virtuale (vedi
+sez.~\ref{sec:proc_mem_lock}), il primo non è superabile e può comportare
+ritardi non prevedibili riguardo ai tempi di esecuzione di qualunque processo.
Nonostante questo, ed in particolare con una serie di miglioramenti che sono
stati introdotti nello sviluppo del kernel,\footnote{in particolare a partire
Lo standard POSIX.1-2001 prevede una funzione che consenta sia di modificare
le politiche di \textit{scheduling}, passando da \textit{real-time} a
ordinarie o viceversa, che di specificare, in caso di politiche
-\textit{real-time}, la eventuale priorità statica; la funzione è
+\textit{real-time}, la eventuale priorità statica; la funzione di sistema è
\funcd{sched\_setscheduler} ed il suo prototipo è:
\begin{funcproto}{
{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
\begin{errlist}
- \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
\item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{policy} non esiste o il
relativo valore di \param{p} non è valido per la politica scelta.
\item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi per attivare la
politica richiesta.
+ \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
\end{errlist}}
\end{funcproto}
\textbf{Politica} & \textbf{Significato} \\
\hline
\hline
- \const{SCHED\_FIFO} & \textit{Scheduling real-time} con politica
- \textit{FIFO}. \\
- \const{SCHED\_RR} & \textit{Scheduling real-time} con politica
- \textit{Round Robin}. \\
+ \constd{SCHED\_FIFO} & \textit{Scheduling real-time} con politica
+ \textit{FIFO}. \\
+ \constd{SCHED\_RR} & \textit{Scheduling real-time} con politica
+ \textit{Round Robin}. \\
\hline
- \const{SCHED\_OTHER}& \textit{Scheduling} ordinario.\\
- \const{SCHED\_BATCH}& \textit{Scheduling} ordinario con l'assunzione
- ulteriore di lavoro \textit{CPU
- intensive} (dal kernel 2.6.16)\\
- \const{SCHED\_IDLE} & \textit{Scheduling} di priorità estremamente
- bassa (dal kernel 2.6.23)\\
+ \constd{SCHED\_OTHER}& \textit{Scheduling} ordinario.\\
+ \constd{SCHED\_BATCH}& \textit{Scheduling} ordinario con l'assunzione
+ ulteriore di lavoro \textit{CPU
+ intensive} (dal kernel 2.6.16).\\
+ \constd{SCHED\_IDLE} & \textit{Scheduling} di priorità estremamente
+ bassa (dal kernel 2.6.23).\\
\hline
\end{tabular}
\caption{Valori dell'argomento \param{policy} per la funzione
\label{tab:proc_sched_policy}
\end{table}
+% TODO Aggiungere SCHED_DEADLINE, sulla nuova politica di scheduling aggiunta
+% con il kernel 3.14, vedi anche Documentation/scheduler/sched-deadline.txt e
+% http://lwn.net/Articles/575497/
+
Con le versioni più recenti del kernel sono state introdotte anche delle
varianti sulla politica di \textit{scheduling} tradizionale per alcuni carichi
di lavoro specifici, queste due nuove politiche sono specifiche di Linux e non
La politica \const{SCHED\_BATCH} è una variante della politica ordinaria con
la sola differenza che i processi ad essa soggetti non ottengono, nel calcolo
-delle priorità dinamiche fatto dallo scheduler, il cosiddetto bonus di
-interattività che mira a favorire i processi che si svegliano dallo stato di
-\textit{sleep}.\footnote{cosa che accade con grande frequenza per i processi
- interattivi, dato che essi sono per la maggior parte del tempo in attesa di
- dati in ingresso da parte dell'utente.} La si usa pertanto, come indica il
-nome, per processi che usano molta CPU (come programmi di calcolo) che in
-questo modo sono leggermente sfavoriti rispetto ai processi interattivi che
-devono rispondere a dei dati in ingresso, pur non perdendo il loro valore di
-\textit{nice}.
+delle priorità dinamiche fatto dallo \textit{scheduler}, il cosiddetto bonus
+di interattività che mira a favorire i processi che si svegliano dallo stato
+di \textit{sleep}.\footnote{cosa che accade con grande frequenza per i
+ processi interattivi, dato che essi sono per la maggior parte del tempo in
+ attesa di dati in ingresso da parte dell'utente.} La si usa pertanto, come
+indica il nome, per processi che usano molta CPU (come programmi di calcolo)
+che in questo modo sono leggermente sfavoriti rispetto ai processi interattivi
+che devono rispondere a dei dati in ingresso, pur non perdendo il loro valore
+di \textit{nice}.
La politica \const{SCHED\_IDLE} invece è una politica dedicata ai processi che
si desidera siano eseguiti con la più bassa priorità possibile, ancora più
\begin{figure}[!htbp]
\footnotesize \centering
- \begin{minipage}[c]{\textwidth}
+ \begin{minipage}[c]{0.5\textwidth}
\includestruct{listati/sched_param.c}
\end{minipage}
\normalsize
la priorità dinamica determinata dal valore di \textit{nice}, che deve essere
impostato con le funzioni viste in precedenza.
-Lo standard POSIX.1b prevede comunque che l'intervallo dei valori delle
-priorità statiche possa essere ottenuto tramite le due funzioni
+Lo standard POSIX.1b prevede inoltre che l'intervallo dei valori delle
+priorità statiche possa essere ottenuto con le funzioni di sistema
\funcd{sched\_get\_priority\_max} e \funcd{sched\_get\_priority\_min}, i cui
prototipi sono:
politica scelta è \const{SCHED\_FIFO} quando il processo viene eseguito viene
automaticamente rimesso in coda alla lista, e la sua esecuzione continua
fintanto che non viene bloccato da una richiesta di I/O, o non rilascia
-volontariamente la CPU (in tal caso, tornando nello stato \textbf{Runnable}
+volontariamente la CPU (in tal caso, tornando nello stato \textit{runnable}
sarà reinserito in coda alla lista); l'esecuzione viene ripresa subito solo
nel caso che esso sia stato interrotto da un processo a priorità più alta.
Solo un processo con i privilegi di amministratore\footnote{più precisamente
- con la \itindex{capabilities} capacità \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi
+ con la capacità \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi
sez.~\ref{sec:proc_capabilities}.} può impostare senza restrizioni priorità
assolute diverse da zero o politiche \const{SCHED\_FIFO} e
\const{SCHED\_RR}. Un utente normale può modificare solo le priorità di
-processi che gli appartengono; è cioè richiesto che l'\acr{uid} effettivo del
-processo chiamante corrisponda all'\acr{uid} reale o effettivo del processo
+processi che gli appartengono; è cioè richiesto che l'\ids{UID} effettivo del
+processo chiamante corrisponda all'\ids{UID} reale o effettivo del processo
indicato con \param{pid}.
Fino al kernel 2.6.12 gli utenti normali non potevano impostare politiche
politica ordinaria.
Se si intende operare solo sulla priorità statica di un processo si possono
-usare le due funzioni \funcd{sched\_setparam} e \funcd{sched\_getparam} che
-consentono rispettivamente di impostarne e leggerne il valore, i loro
-prototipi sono:
+usare le due funzioni di sistema \funcd{sched\_setparam} e
+\funcd{sched\_getparam} che consentono rispettivamente di impostarne e
+leggerne il valore, i loro prototipi sono:
-\begin{funcproto}{
+\begin{funcproto}{
\fhead{sched.h}
\fdecl{int sched\_setparam(pid\_t pid, const struct sched\_param *param)}
\fdesc{Imposta la priorità statica di un processo.}
\fdecl{int sched\_getparam(pid\_t pid, struct sched\_param *param)}
\fdesc{Legge la priorità statica di un processo.}
}
-{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
+{Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
\begin{errlist}
-\item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
\item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{param} non ha senso per la
politica usata dal processo.
\item[\errcode{EPERM}] non si hanno privilegi sufficienti per eseguire
l'operazione.
+\item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
\end{errlist}}
\end{funcproto}
Le funzioni richiedono di indicare nell'argomento \param{pid} il processo su
-cui operare e usano l'argomento \param{param} per mantenre il valore della
+cui operare e usano l'argomento \param{param} per mantenere il valore della
priorità dinamica. Questo è ancora una struttura \struct{sched\_param} ed
assume gli stessi valori già visti per \func{sched\_setscheduler}.
che per i primi la priorità statica può essere soltanto nulla. La
disponibilità di entrambe le funzioni può essere verificata controllando la
macro \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING} che è definita nell'\textit{header
- file} \file{sched.h}.
+ file} \headfiled{sched.h}.
Se invece si vuole sapere quale è politica di \textit{scheduling} di un
-processo si può usare la funzione \funcd{sched\_getscheduler}, il cui
-prototipo è:
+processo si può usare la funzione di sistema \funcd{sched\_getscheduler}, il
+cui prototipo è:
\begin{funcproto}{
\fhead{sched.h}
{La funzione ritorna la politica di \textit{scheduling} in caso di successo e
$-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
\begin{errlist}
- \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
\item[\errcode{EPERM}] non si hanno privilegi sufficienti per eseguire
l'operazione.
+ \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
\end{errlist}}
\end{funcproto}
processo specificato dall'argomento \param{pid}, se questo è nullo viene
restituito il valore relativo al processo chiamante.
-L'ultima funzione che permette di leggere le informazioni relative ai processi
-real-time è \funcd{sched\_rr\_get\_interval}, che permette di ottenere la
-lunghezza della \textit{time-slice} usata dalla politica \textit{round robin};
-il suo prototipo è:
+L'ultima funzione di sistema che permette di leggere le informazioni relative
+ai processi real-time è \funcd{sched\_rr\_get\_interval}, che permette di
+ottenere la lunghezza della \textit{time-slice} usata dalla politica
+\textit{round robin}; il suo prototipo è:
\begin{funcproto}{
\fhead{sched.h}
{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
\begin{errlist}
-\item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
\item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{pid} non è valido.
\item[\errcode{ENOSYS}] la \textit{system call} non è presente (solo per
kernel arcaici).
+\item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
\end{errlist}
ed inoltre anche \errval{EFAULT} nel suo significato generico.}
\end{funcproto}
La funzione restituisce nell'argomento \param{tp} come una struttura
\struct{timespec}, (la cui definizione si può trovare in
fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) il valore dell'intervallo di tempo usato
-per la politica \textit{round robin} dal processo indicato da \acr{pid}. Il
+per la politica \textit{round robin} dal processo indicato da \ids{PID}. Il
valore dipende dalla versione del kernel, a lungo infatti questo intervallo di
tempo era prefissato e non modificabile ad un valore di 150 millisecondi,
-restituito indipendentemente dal \acr{pid} indicato.
+restituito indipendentemente dal \ids{PID} indicato.
Con kernel recenti però è possibile ottenere una variazione della
\textit{time-slice}, modificando il valore di \textit{nice} del processo
\textit{real-time}.
Come accennato ogni processo può rilasciare volontariamente la CPU in modo da
-consentire agli altri processi di essere eseguiti; la funzione che consente di
-fare tutto ciò è \funcd{sched\_yield}, il cui prototipo è:
+consentire agli altri processi di essere eseguiti; la funzione di sistema che
+consente di fare tutto questo è \funcd{sched\_yield}, il cui prototipo è:
\begin{funcproto}{
\fhead{sched.h}
cambiato ed un processo che chiama la funzione viene inserito nella lista dei
processi inattivo, con un tempo molto maggiore.\footnote{è comunque possibile
ripristinare un comportamento analogo al precedente scrivendo il valore 1
- nel file \texttt{/proc/sys/kernel/sched\_compat\_yield}.}
+ nel file \sysctlfiled{kernel/sched\_compat\_yield}.}
L'uso delle funzione nella programmazione ordinaria può essere utile e
migliorare le prestazioni generali del sistema quando si è appena rilasciata
multiprocessore}
\label{sec:proc_sched_multiprocess}
+\index{effetto~ping-pong|(}
+
Con il supporto dei sistemi multiprocessore sono state introdotte delle
funzioni che permettono di controllare in maniera più dettagliata la scelta di
quale processore utilizzare per eseguire un certo programma. Uno dei problemi
che si pongono nei sistemi multiprocessore è infatti quello del cosiddetto
-\index{effetto~ping-pong} \textsl{effetto ping-pong}. Può accadere cioè che lo
-\textit{scheduler}, quando riavvia un processo precedentemente interrotto
-scegliendo il primo processore disponibile, lo faccia eseguire da un
-processore diverso rispetto a quello su cui era stato eseguito in
-precedenza. Se il processo passa da un processore all'altro in questo modo,
-cosa che avveniva abbastanza di frequente con i kernel della seria 2.4.x, si
-ha l'\textsl{effetto ping-pong}.
+\textsl{effetto ping-pong}. Può accadere cioè che lo \textit{scheduler},
+quando riavvia un processo precedentemente interrotto scegliendo il primo
+processore disponibile, lo faccia eseguire da un processore diverso rispetto a
+quello su cui era stato eseguito in precedenza. Se il processo passa da un
+processore all'altro in questo modo, cosa che avveniva abbastanza di frequente
+con i kernel della seria 2.4.x, si ha l'effetto ping-pong.
Questo tipo di comportamento può generare dei seri problemi di prestazioni;
infatti tutti i processori moderni utilizzano una memoria interna (la
Questo comporta che quando un processore inserisce un dato nella sua cache,
tutti gli altri processori che hanno lo stesso dato devono invalidarlo, e
questa operazione è molto costosa in termini di prestazioni. Il problema
-diventa serio quando si verifica l'\textsl{effetto ping-pong}, in tal caso
-infatti un processo \textsl{rimbalza} continuamente da un processore all'altro
-e si ha una continua invalidazione della cache, che non diventa mai
-disponibile.
+diventa serio quando si verifica l'effetto ping-pong, in tal caso infatti un
+processo \textsl{rimbalza} continuamente da un processore all'altro e si ha
+una continua invalidazione della cache, che non diventa mai disponibile.
\itindbeg{CPU~affinity}
di processore} (o \textit{CPU affinity}); la possibilità cioè di far sì che
un processo possa essere assegnato per l'esecuzione sempre allo stesso
processore. Lo \textit{scheduler} dei kernel della serie 2.4.x aveva una
-scarsa \textit{CPU affinity}, e \index{effetto~ping-pong} l'effetto ping-pong
-era comune; con il nuovo \textit{scheduler} dei kernel della 2.6.x questo
-problema è stato risolto ed esso cerca di mantenere il più possibile ciascun
-processo sullo stesso processore.
+scarsa \textit{CPU affinity}, e l'effetto ping-pong era comune; con il nuovo
+\textit{scheduler} dei kernel della 2.6.x questo problema è stato risolto ed
+esso cerca di mantenere il più possibile ciascun processo sullo stesso
+processore.
+
+\index{effetto~ping-pong|)}
In certi casi però resta l'esigenza di poter essere sicuri che un processo sia
sempre eseguito dallo stesso processore,\footnote{quella che viene detta
solo una preferenza, non un requisito assoluto.} e per poter risolvere
questo tipo di problematiche nei nuovi kernel\footnote{le due \textit{system
call} per la gestione della \textit{CPU affinity} sono state introdotte
- nel kernel 2.5.8, e le funzioni di libreria nelle \textsl{glibc} 2.3.} è
-stata introdotta l'opportuna infrastruttura ed una nuova \textit{system call}
-che permette di impostare su quali processori far eseguire un determinato
-processo attraverso una \textsl{maschera di affinità}. La corrispondente
-funzione di libreria è \funcd{sched\_setaffinity} ed il suo prototipo è:
+ nel kernel 2.5.8, e le corrispondenti funzioni di sistema nella
+ \textsl{glibc} 2.3.} è stata introdotta l'opportuna infrastruttura ed una
+nuova \textit{system call} che permette di impostare su quali processori far
+eseguire un determinato processo attraverso una \textsl{maschera di
+ affinità}. La corrispondente funzione di sistema è
+\funcd{sched\_setaffinity} ed il suo prototipo è:
+
+\index{insieme~di~processori|(}
\begin{funcproto}{
\fhead{sched.h}
-\fdecl{int sched\_setaffinity (pid\_t pid, size\_t cpusetsize,
+\fdecl{int sched\_setaffinity(pid\_t pid, size\_t setsize,
cpu\_set\_t *mask)}
\fdesc{Imposta la maschera di affinità di un processo.}
}
{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
\begin{errlist}
-\item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
\item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{mask} contiene riferimenti a
processori non esistenti nel sistema o a cui non è consentito l'accesso.
\item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi sufficienti per
eseguire l'operazione.
+\item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
\end{errlist}
ed inoltre anche \errval{EFAULT} nel suo significato generico.}
\end{funcproto}
-Questa funzione e la corrispondente \func{sched\_setaffinity} hanno una storia
+Questa funzione e la corrispondente \func{sched\_getaffinity} hanno una storia
abbastanza complessa, la sottostante \textit{system call} infatti prevede
l'uso di due soli argomenti (per il pid e l'indicazione della maschera dei
processori), che corrispondono al fatto che l'implementazione effettiva usa
-una semplice maschera binaria. Quando le funzioni vennero incluse nelle
+una semplice maschera binaria. Quando le funzioni vennero incluse nella
\acr{glibc} assunsero invece un prototipo simile a quello mostrato però con il
secondo argomento di tipo \ctyp{unsigned int}. A complicare la cosa si
-aggiunge il fatto che nella versione 2.3.3 delle \acr{glibc} detto argomento
+aggiunge il fatto che nella versione 2.3.3 della \acr{glibc} detto argomento
venne stato eliminato, per poi essere ripristinato nella versione 2.3.4 nella
forma attuale.\footnote{pertanto se la vostra pagina di manuale non è
- aggiornata, o usate quella particolare versione delle \acr{glibc}, potrete
+ aggiornata, o usate quella particolare versione della \acr{glibc}, potrete
trovare indicazioni diverse, il prototipo illustrato è quello riportato
nella versione corrente (maggio 2008) delle pagine di manuale e
- corrispondente alla definizione presente in \file{sched.h}.}
+ corrispondente alla definizione presente in \headfile{sched.h}.}
La funzione imposta, con l'uso del valore contenuto all'indirizzo
\param{mask}, l'insieme dei processori sui quali deve essere eseguito il
possibile legare automaticamente un gruppo di processi ad un singolo
processore.
-Nell'uso comune, almeno con i kernel della serie 2.6.x, l'uso di questa
-funzione non è necessario, in quanto è lo scheduler stesso che provvede a
-mantenere al meglio l'affinità di processore. Esistono però esigenze
-particolari, ad esempio quando un processo (o un gruppo di processi) è
-utilizzato per un compito importante (ad esempio per applicazioni
+Nell'uso comune, almeno con i kernel successivi alla serie 2.6.x, l'uso di
+questa funzione non è necessario, in quanto è lo \textit{scheduler} stesso che
+provvede a mantenere al meglio l'affinità di processore. Esistono però
+esigenze particolari, ad esempio quando un processo (o un gruppo di processi)
+è utilizzato per un compito importante (ad esempio per applicazioni
\textit{real-time} o la cui risposta è critica) e si vuole la massima
velocità, e con questa interfaccia diventa possibile selezionare gruppi di
processori utilizzabili in maniera esclusiva. Lo stesso dicasi quando
(\textit{Non-Uniform Memory Access}).
Infine se un gruppo di processi accede alle stesse risorse condivise (ad
-esempio una applicazione con più \itindex{thread} \textit{thread}) può avere
-senso usare lo stesso processore in modo da sfruttare meglio l'uso della sua
-cache; questo ovviamente riduce i benefici di un sistema multiprocessore
-nell'esecuzione contemporanea dei \itindex{thread} \textit{thread}, ma in
-certi casi (quando i \itindex{thread} \textit{thread} sono inerentemente
-serializzati nell'accesso ad una risorsa) possono esserci sufficienti vantaggi
-nell'evitare la perdita della cache da rendere conveniente l'uso dell'affinità
-di processore.
-
-Per facilitare l'uso dell'argomento \param{mask} le \acr{glibc} hanno
-introdotto un apposito dato di tipo, \type{cpu\_set\_t},\footnote{questa è una
- estensione specifica delle \acr{glibc}, da attivare definendo la macro
+esempio una applicazione con più \textit{thread}) può avere senso usare lo
+stesso processore in modo da sfruttare meglio l'uso della sua cache; questo
+ovviamente riduce i benefici di un sistema multiprocessore nell'esecuzione
+contemporanea dei \textit{thread}, ma in certi casi (quando i \textit{thread}
+sono inerentemente serializzati nell'accesso ad una risorsa) possono esserci
+sufficienti vantaggi nell'evitare la perdita della cache da rendere
+conveniente l'uso dell'affinità di processore.
+
+Dato che il numero di processori può variare a seconda delle architetture, per
+semplificare l'uso dell'argomento \param{mask} la \acr{glibc} ha introdotto un
+apposito dato di tipo, \typed{cpu\_set\_t},\footnote{questa è una estensione
+ specifica della \acr{glibc}, da attivare definendo la macro
\macro{\_GNU\_SOURCE}, non esiste infatti una standardizzazione per questo
tipo di interfaccia e POSIX al momento non prevede nulla al riguardo.} che
-permette di identificare un insieme di processori. Il dato è una maschera
-binaria: in generale è un intero a 32 bit in cui ogni bit corrisponde ad un
-processore, ma dato che per architetture particolari il numero di bit di un
-intero può non essere sufficiente, è stata creata questa che è una interfaccia
-generica che permette di usare a basso livello un tipo di dato qualunque
-rendendosi indipendenti dal numero di bit e dalla loro disposizione.
-
-Questa interfaccia, oltre alla definizione del tipo di dato apposito, prevede
-anche una serie di macro di preprocessore per la manipolazione dello stesso,
-che consentono di svuotare un insieme, aggiungere o togliere un processore da
-esso o verificare se vi è già presente:
+permette di identificare un insieme di processori. Il dato è normalmente una
+maschera binaria: nei casi più comuni potrebbe bastare un intero a 32 bit, in
+cui ogni bit corrisponde ad un processore, ma oggi esistono architetture in
+cui questo numero può non essere sufficiente, e per questo è stato creato
+questo tipo opaco e una interfaccia di gestione che permette di usare a basso
+livello un tipo di dato qualunque rendendosi indipendenti dal numero di bit e
+dalla loro disposizione. Per questo le funzioni richiedono anche che oltre
+all'insieme di processori si indichi anche la dimensione dello stesso con
+l'argomento \param{setsize}, per il quale, se non si usa l'allocazione
+dinamica che vedremo a breve, ed è in genere sufficiente passare il valore
+\code{sizeof(cpu\_set\_t)}.
+
+L'interfaccia di gestione degli insiemi di processori, oltre alla definizione
+del tipo \type{cpu\_set\_t}, prevede una serie di macro di preprocessore per
+la manipolazione degli stessi. Quelle di base, che consentono rispettivamente
+di svuotare un insieme, di aggiungere o togliere un processore o di verificare
+se esso è già presente in un insieme, sono le seguenti:
{\centering
\vspace{3pt}
\begin{funcbox}{
\fhead{sched.h}
-\fdecl{void \macro{CPU\_ZERO}(cpu\_set\_t *set)}
-\fdesc{Inizializza l'insieme vuoto \param{set}.}
-\fdecl{void \macro{CPU\_SET}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
-\fdesc{Inserisce il processore \param{cpu} nell'insieme \param{set}.}
-\fdecl{void \macro{CPU\_CLR}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
-\fdesc{Rimuove il processore \param{cpu} nell'insieme \param{set}.}
-\fdecl{int \macro{CPU\_ISSET}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
-\fdesc{Controlla se il processore \param{cpu} è nell'insieme \param{set}.}
+\fdecl{void \macrod{CPU\_ZERO}(cpu\_set\_t *set)}
+\fdesc{Inizializza un insieme di processori vuoto \param{set}.}
+\fdecl{void \macrod{CPU\_SET}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
+\fdesc{Inserisce il processore \param{cpu} nell'insieme di
+ processori \param{set}.}
+\fdecl{void \macrod{CPU\_CLR}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
+\fdesc{Rimuove il processore \param{cpu} nell'insieme di
+ processori \param{set}.}
+\fdecl{int \macrod{CPU\_ISSET}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
+\fdesc{Controlla se il processore \param{cpu} è nell'insieme di
+ processori \param{set}.}
}
\end{funcbox}}
-% TODO trattare le altre
+Queste macro che sono ispirate dalle analoghe usate per gli insiemi di
+\textit{file descriptor} (vedi sez.~\ref{sec:file_select}) e sono state
+introdotte con la versione 2.3.3 della \acr{glibc}. Tutte richiedono che si
+specifichi il numero di una CPU nell'argomento \param{cpu}, ed un insieme su
+cui operare. L'unica che ritorna un risultato è \macro{CPU\_ISSET}, che
+restituisce un intero da usare come valore logico (zero se la CPU non è
+presente, diverso da zero se è presente).
+
+\itindbeg{side~effects}
+Si tenga presente che trattandosi di macro l'argomento \param{cpu} può essere
+valutato più volte. Questo significa ad esempio che non si può usare al suo
+posto una funzione o un'altra macro, altrimenti queste verrebbero eseguite più
+volte, l'argomento cioè non deve avere \textsl{effetti collaterali} (in gergo
+ \textit{side effects}).\footnote{nel linguaggio C si
+ parla appunto di \textit{side effects} quando si usano istruzioni la cui
+ valutazione comporta effetti al di fuori dell'istruzione stessa, come il
+ caso indicato in cui si passa una funzione ad una macro che usa l'argomento
+ al suo interno più volte, o si scrivono espressioni come \code{a=a++} in cui
+ non è chiaro se prima avvenga l'incremento e poi l'assegnazione, ed il cui
+ risultato dipende dall'implementazione del compilatore.}
+\itindend{side~effects}
+
+
+Le CPU sono numerate da zero (che indica la prima disponibile) fino ad
+un numero massimo che dipende dalla architettura hardware. La costante
+\constd{CPU\_SETSIZE} indica il numero massimo di processori che possono far
+parte di un insieme (al momento vale sempre 1024), e costituisce un limite
+massimo al valore dell'argomento \param{cpu}.
+Dalla versione 2.6 della \acr{glibc} alle precedenti macro è stata aggiunta,
+per contare il numero di processori in un insieme, l'ulteriore:
-Oltre a queste macro, simili alle analoghe usate per gli insiemi di
-\textit{file descriptor} (vedi sez.~\ref{sec:file_select}) è definita la
-costante \const{CPU\_SETSIZE} che indica il numero massimo di processori che
-possono far parte dell'insieme, e che costituisce un limite massimo al valore
-dell'argomento \param{cpu}.
+{\centering
+\vspace{3pt}
+\begin{funcbox}{
+\fhead{sched.h}
+\fdecl{int \macrod{CPU\_COUNT}(cpu\_set\_t *set)}
+\fdesc{Conta il numero di processori presenti nell'insieme \param{set}.}
+}
+\end{funcbox}}
-In generale la maschera di affinità è preimpostata in modo che un processo
-possa essere eseguito su qualunque processore, se può comunque leggere il
-valore per un processo specifico usando la funzione
-\funcd{sched\_getaffinity}, il suo prototipo è:
+A partire dalla versione 2.7 della \acr{glibc} sono state introdotte altre
+macro che consentono ulteriori manipolazioni, in particolare si possono
+compiere delle operazioni logiche sugli insiemi di processori con:
+
+{\centering
+\vspace{3pt}
+\begin{funcbox}{
+\fhead{sched.h}
+\fdecl{void \macrod{CPU\_AND}(cpu\_set\_t *destset, cpu\_set\_t *srcset1, cpu\_set\_t *srcset2)}
+\fdesc{Esegue l'AND logico di due insiemi di processori.}
+\fdecl{void \macrod{CPU\_OR}(cpu\_set\_t *destset, cpu\_set\_t *srcset1, cpu\_set\_t *srcset2)}
+\fdesc{Esegue l'OR logico di due insiemi di processori.}
+\fdecl{void \macrod{CPU\_XOR}(cpu\_set\_t *destset, cpu\_set\_t *srcset1, cpu\_set\_t *srcset2)}
+\fdesc{Esegue lo XOR logico di due insiemi di processori.}
+\fdecl{int \macrod{CPU\_EQUAL}(cpu\_set\_t *set1, cpu\_set\_t *set2)}
+\fdesc{Verifica se due insiemi di processori sono uguali.}
+}
+\end{funcbox}}
+
+Le prime tre macro richiedono due insiemi di partenza, \param{srcset1}
+e \param{srcset2} e forniscono in un terzo insieme \param{destset} (che può
+essere anche lo stesso di uno dei precedenti) il risultato della rispettiva
+operazione logica sui contenuti degli stessi. In sostanza con \macro{CPU\_AND}
+si otterrà come risultato l'insieme che contiene le CPU presenti in entrambi
+gli insiemi di partenza, con \macro{CPU\_OR} l'insieme che contiene le CPU
+presenti in uno qualunque dei due insiemi di partenza, e con \macro{CPU\_XOR}
+l'insieme che contiene le CPU presenti presenti in uno solo dei due insiemi di
+partenza. Infine \macro{CPU\_EQUAL} confronta due insiemi ed è l'unica che
+restituisce un intero, da usare come valore logico che indica se sono
+identici o meno.
+
+Inoltre, sempre a partire dalla versione 2.7 della \acr{glibc}, è stata
+introdotta la possibilità di una allocazione dinamica degli insiemi di
+processori, per poterli avere di dimensioni corrispondenti al numero di CPU
+effettivamente in gioco, senza dover fare riferimento necessariamente alla
+precedente dimensione preimpostata di 1024. Per questo motivo sono state
+definite tre ulteriori macro, che consentono rispettivamente di allocare,
+disallocare ed ottenere la dimensione in byte di un insieme di processori:
+
+{\centering
+\vspace{3pt}
+\begin{funcbox}{
+\fhead{sched.h}
+\fdecl{cpu\_set\_t * \macrod{CPU\_ALLOC}(num\_cpus)}
+\fdesc{Alloca dinamicamente un insieme di processori di dimensione voluta.}
+\fdecl{void \macrod{CPU\_FREE}(cpu\_set\_t *set)}
+\fdesc{Disalloca un insieme di processori allocato dinamicamente.}
+\fdecl{size\_t \macrod{CPU\_ALLOC\_SIZE}(num\_cpus)}
+\fdesc{Ritorna la dimensione di un insieme di processori allocato dinamicamente.}
+}
+\end{funcbox}}
+
+La prima macro, \macro{CPU\_ALLOC}, restituisce il puntatore ad un insieme di
+processori in grado di contenere almeno \param{num\_cpus} che viene allocato
+dinamicamente. Ogni insieme così allocato dovrà essere disallocato con
+\macro{CPU\_FREE} passandogli un puntatore ottenuto da una precedente
+\macro{CPU\_ALLOC}. La terza macro, \macro{CPU\_ALLOC\_SIZE}, consente di
+ottenere la dimensione in byte di un insieme allocato dinamicamente che
+contenga \param{num\_cpus} processori.
+
+Dato che le dimensioni effettive possono essere diverse le macro di gestione e
+manipolazione che abbiamo trattato in precedenza non si applicano agli insiemi
+allocati dinamicamente, per i quali dovranno sono state definite altrettante
+macro equivalenti contraddistinte dal suffisso \texttt{\_S}, che effettuano le
+stesse operazioni, ma richiedono in più un argomento
+aggiuntivo \param{setsize} che deve essere assegnato al valore ottenuto con
+\macro{CPU\_ALLOC\_SIZE}. Questo stesso valore deve essere usato per l'omonimo
+argomento delle funzioni \func{sched\_setaffinity} o \func{sched\_getaffinity}
+quando si vuole usare per l'argomento che indica la maschera di affinità un
+insieme di processori allocato dinamicamente.
+
+\index{insieme~di~processori|)}
+
+A meno di non aver utilizzato \func{sched\_setaffinity}, in condizioni
+ordinarie la maschera di affinità di un processo è preimpostata dal sistema in
+modo che esso possa essere eseguito su qualunque processore. Se ne può
+comunque ottenere il valore corrente usando la funzione di sistema
+\funcd{sched\_getaffinity}, il cui prototipo è:
\begin{funcproto}{
\fhead{sched.h}
-\fdecl{int sched\_getaffinity (pid\_t pid, size\_t cpusetsize,
+\fdecl{int sched\_getaffinity (pid\_t pid, size\_t setsize,
cpu\_set\_t *mask)}
\fdesc{Legge la maschera di affinità di un processo.}
}
{La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
\begin{errlist}
-\item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
-\item[\errcode{EINVAL}] \param{cpusetsize} è più piccolo delle dimensioni
+\item[\errcode{EINVAL}] \param{setsize} è più piccolo delle dimensioni
della maschera di affinità usata dal kernel.
+\item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
\end{errlist}
ed inoltre anche \errval{EFAULT} nel suo significato generico.}
\end{funcproto}
La funzione restituirà all'indirizzo specificato da \param{mask} il valore
della maschera di affinità del processo indicato dall'argomento \param{pid}
(al solito un valore nullo indica il processo corrente) così da poterla
-riutilizzare per una successiva reimpostazione. L'argomento \param{cpusetsize}
-indica la dimensione dell'argomento \param{mask} ed è in genere sufficiente
-passare il valore \code{sizeof(cpu\_set\_t)}.
+riutilizzare per una successiva reimpostazione.
È chiaro che queste funzioni per la gestione dell'affinità hanno significato
soltanto su un sistema multiprocessore, esse possono comunque essere
utilizzate anche in un sistema con un processore singolo, nel qual caso però
non avranno alcun risultato effettivo.
-% TODO trattare i cpuset, che attiene anche a NUMA, e che possono essere usati
-% per associare l'uso di gruppi di processori a gruppi di processi (vedi
-% manpage omonima)
-% TODO trattare getcpu, che attiene anche a NUMA
-
\itindend{scheduler}
\itindend{CPU~affinity}
A lungo l'unica priorità usata per i processi è stata quella relativa
all'assegnazione dell'uso del processore. Ma il processore non è l'unica
risorsa che i processi devono contendersi, un'altra, altrettanto importante
-per le prestazioni, è quella dell'accesso a disco. Per questo motivo sono
-stati introdotti diversi \textit{I/O scheduler} in grado di distribuire in
-maniera opportuna questa risorsa ai vari processi. Fino al kernel 2.6.17 era
-possibile soltanto differenziare le politiche generali di gestione, scegliendo
-di usare un diverso \textit{I/O scheduler}; a partire da questa versione, con
-l'introduzione dello \textit{scheduler} CFQ (\textit{Completely Fair Queuing})
-è divenuto possibile, qualora si usi questo \textit{scheduler}, impostare
-anche delle diverse priorità di accesso per i singoli processi.\footnote{al
- momento (kernel 2.6.31), le priorità di I/O sono disponibili soltanto per
- questo \textit{scheduler}.}
-
-La scelta dello \textit{scheduler} di I/O si può fare in maniera generica a
-livello di avvio del kernel assegnando il nome dello stesso al parametro
-\texttt{elevator}, mentre se ne può indicare uno per l'accesso al singolo
-disco scrivendo nel file \texttt{/sys/block/\textit{dev}/queue/scheduler}
-(dove \texttt{\textit{dev}} è il nome del dispositivo associato al disco); gli
-\textit{scheduler} disponibili sono mostrati dal contenuto dello stesso file
-che riporta fra parentesi quadre quello attivo, il default in tutti i kernel
-recenti è proprio il \texttt{cfq},\footnote{nome con cui si indica appunto lo
- \textit{scheduler} CFQ.} che supporta le priorità. Per i dettagli sulle
-caratteristiche specifiche degli altri \textit{scheduler}, la cui discussione
-attiene a problematiche di ambito sistemistico, si consulti la documentazione
-nella directory \texttt{Documentation/block/} dei sorgenti del kernel.
+per le prestazioni, è quella dell'accesso a disco. Per questo motivo nello
+sviluppo del kernel sono stati introdotti diversi \textit{I/O scheduler} in
+grado di distribuire in maniera opportuna questa risorsa ai vari processi.
+
+Fino al kernel 2.6.17 era possibile soltanto differenziare le politiche
+generali di gestione, scegliendo di usare un diverso \textit{I/O scheduler}. A
+partire da questa versione, con l'introduzione dello \textit{scheduler} CFQ
+(\textit{Completely Fair Queuing}) è divenuto possibile, qualora si usi questo
+\textit{scheduler}, impostare anche delle diverse priorità di accesso per i
+singoli processi.\footnote{al momento (kernel 2.6.31), le priorità di I/O sono
+ disponibili soltanto per questo \textit{scheduler}.}
+
+La scelta di uno \textit{scheduler} di I/O si può fare in maniera generica per
+tutto il sistema all'avvio del kernel con il parametro di avvio
+\texttt{elevator},\footnote{per la trattazione dei parametri di avvio del
+ kernel si rimanda al solito alla sez.~5.3 di \cite{AGL}.} cui assegnare il
+nome dello \textit{scheduler}, ma se ne può anche indicare uno specifico per
+l'accesso al singolo disco scrivendo nel file
+\texttt{/sys/block/\textit{<dev>}/queue/scheduler} (dove
+\texttt{\textit{<dev>}} è il nome del dispositivo associato al disco).
+
+Gli \textit{scheduler} disponibili sono mostrati dal contenuto dello stesso
+file che riporta fra parentesi quadre quello attivo, il default in tutti i
+kernel recenti è proprio il \texttt{cfq},\footnote{nome con cui si indica
+ appunto lo \textit{scheduler} CFQ.} che supporta le priorità. Per i dettagli
+sulle caratteristiche specifiche degli altri \textit{scheduler}, la cui
+discussione attiene a problematiche di ambito sistemistico, si consulti la
+documentazione nella directory \texttt{Documentation/block/} dei sorgenti del
+kernel.
Una volta che si sia impostato lo \textit{scheduler} CFQ ci sono due
-specifiche system call, specifiche di Linux, che consentono di leggere ed
-impostare le priorità di I/O.\footnote{se usate in corrispondenza ad uno
- \textit{scheduler} diverso il loro utilizzo non avrà alcun effetto.} Dato
-che non esiste una interfaccia diretta nelle \acr{glibc} per queste due
-funzioni occorrerà invocarle tramite la funzione \func{syscall} (come
-illustrato in sez.~\ref{sec:proc_syscall}). Le due funzioni sono
-\funcd{ioprio\_get} ed \funcd{ioprio\_set}; i rispettivi prototipi sono:
+specifiche \textit{system call}, specifiche di Linux, che consentono di
+leggere ed impostare le priorità di I/O.\footnote{se usate in corrispondenza
+ ad uno \textit{scheduler} diverso il loro utilizzo non avrà alcun effetto.}
+Dato che non esiste una interfaccia diretta nella \acr{glibc} per queste due
+funzioni\footnote{almeno al momento della scrittura di questa sezione, con la
+ versione 2.11 della \acr{glibc}.} occorrerà invocarle tramite la funzione
+\func{syscall} (come illustrato in sez.~\ref{sec:proc_syscall}). Le due
+\textit{system call} sono \funcd{ioprio\_get} ed \funcd{ioprio\_set}; i
+rispettivi prototipi sono:
\begin{funcproto}{
\fhead{linux/ioprio.h}
successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
valori:
\begin{errlist}
-\item[\errcode{ESRCH}] non esiste un processo corrisponente alle indicazioni.
-\item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{which} o di \param{iprio} non
+\item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{which} o di \param{ioprio} non
sono validi.
\item[\errcode{EPERM}] non si hanno i privilegi per eseguire
l'impostazione (solo per \func{ioprio\_set}).
+\item[\errcode{ESRCH}] non esiste un processo corrispondente alle indicazioni.
\end{errlist}}
\end{funcproto}
\param{which} & \param{who} & \textbf{Significato} \\
\hline
\hline
- \const{IPRIO\_WHO\_PROCESS} & \type{pid\_t} & processo\\
- \const{IPRIO\_WHO\_PRGR} & \type{pid\_t} & \itindex{process~group}
- \textit{process group}\\
- \const{IPRIO\_WHO\_USER} & \type{uid\_t} & utente\\
+ \constd{IPRIO\_WHO\_PROCESS} & \type{pid\_t} & processo\\
+ \constd{IPRIO\_WHO\_PRGR} & \type{pid\_t} & \textit{process group}\\
+ \constd{IPRIO\_WHO\_USER} & \type{uid\_t} & utente\\
\hline
\end{tabular}
\caption{Legenda del valore dell'argomento \param{which} e del tipo
della priorità da impostare con l'argomento \param{ioprio} di
\func{ioprio\_set}.
-Per la gestione dei valori che esprimono le priorità di I/O sono state
-definite delle opportune macro di preprocessore, riportate in
-tab.~\ref{tab:IOsched_class_macro}. I valori delle priorità si ottengono o si
-impostano usando queste macro. Le prime due si usano con il valore restituito
-da \func{ioprio\_get} e per ottenere rispettivamente la classe di
-\textit{scheduling}\footnote{restituita dalla macro con i valori di
- tab.~\ref{tab:IOsched_class}.} e l'eventuale valore della priorità. La terza
-macro viene invece usata per creare un valore di priorità da usare come
-argomento di \func{ioprio\_set} per eseguire una impostazione.
-
\begin{table}[htb]
\centering
\footnotesize
\textbf{Macro} & \textbf{Significato}\\
\hline
\hline
- \macro{IOPRIO\_PRIO\_CLASS}\texttt{(\textit{value})}
- & dato il valore di una priorità come
+ \macrod{IOPRIO\_PRIO\_CLASS}\texttt{(\textit{value})}
+ & Dato il valore di una priorità come
restituito da \func{ioprio\_get} estrae il
valore della classe.\\
- \macro{IOPRIO\_PRIO\_DATA}\texttt{(\textit{value})}
- & dato il valore di una priorità come
+ \macrod{IOPRIO\_PRIO\_DATA}\texttt{(\textit{value})}
+ & Dato il valore di una priorità come
restituito da \func{ioprio\_get} estrae il
valore della priorità.\\
- \macro{IOPRIO\_PRIO\_VALUE}\texttt{(\textit{class},\textit{prio})}
- & dato un valore di priorità ed una classe
+ \macrod{IOPRIO\_PRIO\_VALUE}\texttt{(\textit{class},\textit{prio})}
+ & Dato un valore di priorità ed una classe
ottiene il valore numerico da passare a
\func{ioprio\_set}.\\
\hline
\label{tab:IOsched_class_macro}
\end{table}
-Le classi di \textit{scheduling} previste dallo \textit{scheduler} CFQ sono
-tre, e ricalcano tre diverse modalità di distribuzione delle risorse analoghe
-a quelle già adottate anche nel funzionamento dello \textit{scheduler} del
-processore. Ciascuna di esse è identificata tramite una opportuna costante,
-secondo quanto riportato in tab.~\ref{tab:IOsched_class}.
+
+Per la gestione dei valori che esprimono le priorità di I/O sono state
+definite delle opportune macro di preprocessore, riportate in
+tab.~\ref{tab:IOsched_class_macro}. I valori delle priorità si ottengono o si
+impostano usando queste macro. Le prime due si usano con il valore restituito
+da \func{ioprio\_get} e per ottenere rispettivamente la classe di
+\textit{scheduling}\footnote{restituita dalla macro con i valori di
+ tab.~\ref{tab:IOsched_class}.} e l'eventuale valore della priorità. La terza
+macro viene invece usata per creare un valore di priorità da usare come
+argomento di \func{ioprio\_set} per eseguire una impostazione.
\begin{table}[htb]
\centering
\textbf{Classe} & \textbf{Significato} \\
\hline
\hline
- \const{IOPRIO\_CLASS\_RT} & \textit{Scheduling} di I/O \textit{real-time}.\\
+ \const{IOPRIO\_CLASS\_RT} & \textit{Scheduling} di I/O
+ \textit{real-time}.\\
\const{IOPRIO\_CLASS\_BE} & \textit{Scheduling} di I/O ordinario.\\
- \const{IOPRIO\_CLASS\_IDLE}& \textit{Scheduling} di I/O di priorità minima.\\
+ \const{IOPRIO\_CLASS\_IDLE}& \textit{Scheduling} di I/O di priorità
+ minima.\\
\hline
\end{tabular}
\caption{Costanti che identificano le classi di \textit{scheduling} di I/O.}
\label{tab:IOsched_class}
\end{table}
-La classe di priorità più bassa è \const{IOPRIO\_CLASS\_IDLE}; i processi in
+Le classi di \textit{scheduling} previste dallo \textit{scheduler} CFQ sono
+tre, e ricalcano tre diverse modalità di distribuzione delle risorse analoghe
+a quelle già adottate anche nel funzionamento dello \textit{scheduler} del
+processore. Ciascuna di esse è identificata tramite una opportuna costante,
+secondo quanto riportato in tab.~\ref{tab:IOsched_class}.
+
+La classe di priorità più bassa è \constd{IOPRIO\_CLASS\_IDLE}; i processi in
questa classe riescono ad accedere a disco soltanto quando nessun altro
processo richiede l'accesso. Occorre pertanto usarla con molta attenzione,
perché un processo in questa classe può venire completamente bloccato quando
valore di priorità, dato che in questo caso non esiste nessuna gerarchia e la
priorità è identica, la minima possibile, per tutti i processi.
-La seconda classe di priorità di I/O è \const{IOPRIO\_CLASS\_BE} (il nome sta
+La seconda classe di priorità di I/O è \constd{IOPRIO\_CLASS\_BE} (il nome sta
per \textit{best-effort}) che è quella usata ordinariamente da tutti
processi. In questo caso esistono priorità diverse che consentono di
assegnazione di una maggiore banda passante nell'accesso a disco ad un
Infine la classe di priorità di I/O \textit{real-time}
-\const{IOPRIO\_CLASS\_RT} ricalca le omonime priorità di processore: un
+\constd{IOPRIO\_CLASS\_RT} ricalca le omonime priorità di processore: un
processo in questa classe ha sempre la precedenza nell'accesso a disco
rispetto a tutti i processi delle altre classi e di un processo nella stessa
classe ma con priorità inferiore, ed è pertanto in grado di bloccare
dei processi che gli appartengono,\footnote{per la modifica delle priorità di
altri processi occorrono privilegi amministrativi, ed in particolare la
capacità \const{CAP\_SYS\_NICE} (vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}).}
-cioè quelli il cui \acr{uid} reale corrisponde all'\acr{uid} reale o effettivo
+cioè quelli il cui \ids{UID} reale corrisponde all'\ids{UID} reale o effettivo
del chiamante. Data la possibilità di ottenere un blocco totale del sistema,
solo l'amministratore\footnote{o un processo con la capacità
\const{CAP\_SYS\_ADMIN} (vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}).} può
%TODO verificare http://lwn.net/Articles/355987/
-%TODO trattare le funzionalità per il NUMA
-% vedi man numa e, mbind, get_mempolicy, set_mempolicy,
-% le pagine di manuale relative
-% vedere anche dove metterle...
-
-
\section{Funzioni di gestione avanzata}
\label{sec:proc_advanced_control}
proprietà e caratteristiche particolari dei processi non coperte da esse, per
la cui gestione è stata predisposta una apposita \textit{system call} che
fornisce una interfaccia generica per tutte le operazioni specialistiche. La
-funzione è \funcd{prctl} ed il suo prototipo è:\footnote{la funzione non è
- standardizzata ed è specifica di Linux, anche se ne esiste una analoga in
- IRIX; è stata introdotta con il kernel 2.1.57.}
+funzione di sistema è \funcd{prctl} ed il suo prototipo è:\footnote{la
+ funzione non è standardizzata ed è specifica di Linux, anche se ne esiste
+ una analoga in IRIX; è stata introdotta con il kernel 2.1.57.}
\begin{funcproto}{
\fhead{sys/prctl.h}
-\fdecl{int prctl(int option, unsigned long arg2, unsigned long arg3,
- unsigned long arg4, unsigned long arg5)}
+\fdecl{int prctl(int option, unsigned long arg2, unsigned long arg3, unsigned
+ long arg4, \\
+\phantom{int prctl(}unsigned long arg5)}
\fdesc{Esegue una operazione speciale sul processo corrente.}
}
{La funzione ritorna $0$ o un valore positivo dipendente dall'operazione in
in \var{errno} dipendono dall'operazione eseguita, indicata tramite il primo
argomento, \param{option}. Questo è un valore intero che identifica
l'operazione, e deve essere specificato con l'uso di una delle costanti
-predefinite del seguente elenco, che illustra quelle disponibili al momento:
+predefinite del seguente elenco, che illustra quelle disponibili al
+momento:\footnote{alla stesura di questa sezione, cioè con il kernel 3.2.}
-\begin{basedescript}{\desclabelstyle{\pushlabel}}
-\item[\const{PR\_CAPBSET\_READ}] Controlla la disponibilità di una delle
- \textit{capabilities} (vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}). La funzione
+\begin{basedescript}{\desclabelwidth{1.5cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
+\item[\constd{PR\_CAPBSET\_READ}] Controlla la disponibilità di una delle
+ \textit{capability} (vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}). La funzione
ritorna 1 se la capacità specificata nell'argomento \param{arg2} (con una
delle costanti di tab.~\ref{tab:proc_capabilities}) è presente nel
\textit{capabilities bounding set} del processo e zero altrimenti,
se \param{arg2} non è un valore valido si avrà un errore di \errval{EINVAL}.
Introdotta a partire dal kernel 2.6.25.
-\item[\const{PR\_CAPBSET\_DROP}] Rimuove permanentemente una delle
+
+\item[\constd{PR\_CAPBSET\_DROP}] Rimuove permanentemente una delle
\textit{capabilities} (vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) dal processo e
da tutti i suoi discendenti. La funzione cancella la capacità specificata
nell'argomento \param{arg2} con una delle costanti di
tab.~\ref{tab:proc_capabilities} dal \textit{capabilities bounding set} del
processo. L'operazione richiede i privilegi di amministratore (la capacità
\const{CAP\_SETPCAP}), altrimenti la chiamata fallirà con un errore di
- \errval{EPERM}; se il valore di \param{arg2} non è valido o se il supporto
+ \errcode{EPERM}; se il valore di \param{arg2} non è valido o se il supporto
per le \textit{file capabilities} non è stato compilato nel kernel la
chiamata fallirà con un errore di \errval{EINVAL}. Introdotta a partire dal
kernel 2.6.25.
-\item[\const{PR\_SET\_DUMPABLE}] Imposta il flag che determina se la
+
+\item[\constd{PR\_SET\_DUMPABLE}] Imposta il flag che determina se la
terminazione di un processo a causa di un segnale per il quale è prevista la
- generazione di un file di \itindex{core~dump} \textit{core dump} (vedi
+ generazione di un file di \textit{core dump} (vedi
sez.~\ref{sec:sig_standard}) lo genera effettivamente. In genere questo flag
viene attivato automaticamente, ma per evitare problemi di sicurezza (la
generazione di un file da parte di processi privilegiati può essere usata
per sovrascriverne altri) viene cancellato quando si mette in esecuzione un
programma con i bit \acr{suid} e \acr{sgid} attivi (vedi
sez.~\ref{sec:file_special_perm}) o con l'uso delle funzioni per la modifica
- degli \textit{user-ID} dei processi (vedi
- sez.~\ref{sec:proc_setuid}). L'operazione è stata introdotta a partire dal
- kernel 2.3.20, fino al kernel 2.6.12 e per i kernel successivi al 2.6.17 era
- possibile usare solo un valore 0 di \param{arg2} per disattivare il flag ed
- un valore 1 per attivarlo, nei kernel dal 2.6.13 al 2.6.17 è stato
- supportato anche il valore 2, che causava la generazione di un
- \itindex{core~dump} \textit{core dump} leggibile solo
- dall'amministratore.\footnote{la funzionalità è stata rimossa per motivi di
- sicurezza, in quanto consentiva ad un utente normale di creare un file di
- \textit{core dump} appartenente all'amministratore in directory dove
- l'utente avrebbe avuto permessi di accesso.}
-\item[\const{PR\_GET\_DUMPABLE}] Ottiene come valore di ritorno della funzione
+ degli \ids{UID} dei processi (vedi sez.~\ref{sec:proc_setuid}).
+
+ L'operazione è stata introdotta a partire dal kernel 2.3.20, fino al kernel
+ 2.6.12 e per i kernel successivi al 2.6.17 era possibile usare solo un
+ valore 0 di \param{arg2} per disattivare il flag ed un valore 1 per
+ attivarlo. Nei kernel dal 2.6.13 al 2.6.17 è stato supportato anche il
+ valore 2, che causava la generazione di un \textit{core dump} leggibile solo
+ dall'amministratore, ma questa funzionalità è stata rimossa per motivi di
+ sicurezza, in quanto consentiva ad un utente normale di creare un file di
+ \textit{core dump} appartenente all'amministratore in directory dove
+ l'utente avrebbe avuto permessi di accesso.
+
+\item[\constd{PR\_GET\_DUMPABLE}] Ottiene come valore di ritorno della funzione
lo stato corrente del flag che controlla la effettiva generazione dei
- \itindex{core~dump} \textit{core dump}. Introdotta a partire dal kernel
- 2.3.20.
-\item[\const{PR\_SET\_ENDIAN}] Imposta la \textit{endianness} del processo
+ \textit{core dump}. Introdotta a partire dal kernel 2.3.20.
+
+\item[\constd{PR\_SET\_ENDIAN}] Imposta la \textit{endianness} del processo
chiamante secondo il valore fornito in \param{arg2}. I valori possibili sono
- sono: \const{PR\_ENDIAN\_BIG} (\textit{big endian}),
- \const{PR\_ENDIAN\_LITTLE} (\textit{little endian}), e
- \const{PR\_ENDIAN\_PPC\_LITTLE} (lo pseudo \textit{little endian} del
+ sono: \constd{PR\_ENDIAN\_BIG} (\textit{big endian}),
+ \constd{PR\_ENDIAN\_LITTLE} (\textit{little endian}), e
+ \constd{PR\_ENDIAN\_PPC\_LITTLE} (lo pseudo \textit{little endian} del
PowerPC). Introdotta a partire dal kernel 2.6.18, solo per architettura
PowerPC.
-\item[\const{PR\_GET\_ENDIAN}] Ottiene il valore della \textit{endianness} del
+
+\item[\constd{PR\_GET\_ENDIAN}] Ottiene il valore della \textit{endianness} del
processo chiamante, salvato sulla variabile puntata da \param{arg2} che deve
- essere passata come di tipo \ctyp{(int *)}. Introdotta a partire dal kernel
- 2.6.18, solo su PowerPC.
-\item[\const{PR\_SET\_FPEMU}] Imposta i bit di controllo per l'emulazione
+ essere passata come di tipo ``\ctyp{int *}''. Introdotta a partire dal
+ kernel 2.6.18, solo su PowerPC.
+
+\item[\constd{PR\_SET\_FPEMU}] Imposta i bit di controllo per l'emulazione
della virgola mobile su architettura ia64, secondo il valore
- di \param{arg2}, si deve passare \const{PR\_FPEMU\_NOPRINT} per emulare in
+ di \param{arg2}, si deve passare \constd{PR\_FPEMU\_NOPRINT} per emulare in
maniera trasparente l'accesso alle operazioni in virgola mobile, o
- \const{PR\_FPEMU\_SIGFPE} per non emularle ed inviare il segnale
+ \constd{PR\_FPEMU\_SIGFPE} per non emularle ed inviare il segnale
\signal{SIGFPE} (vedi sez.~\ref{sec:sig_prog_error}). Introdotta a partire
- dal kernel 2.4.18, solo su ia64.
-\item[\const{PR\_GET\_FPEMU}] Ottiene il valore dei flag di controllo
+ dal kernel 2.4.18, solo su architettura ia64.
+
+\item[\constd{PR\_GET\_FPEMU}] Ottiene il valore dei flag di controllo
dell'emulazione della virgola mobile, salvato all'indirizzo puntato
- da \param{arg2}, che deve essere di tipo \code{(int *)}. Introdotta a
- partire dal kernel 2.4.18, solo su ia64.
-\item[\const{PR\_SET\_FPEXC}] Imposta la modalità delle eccezioni in virgola
+ da \param{arg2}, che deve essere di tipo ``\ctyp{int *}''. Introdotta a
+ partire dal kernel 2.4.18, solo su architettura ia64.
+
+\item[\constd{PR\_SET\_FPEXC}] Imposta la modalità delle eccezioni in virgola
mobile (\textit{floating-point exception mode}) al valore di \param{arg2}.
- I valori possibili sono: \const{PR\_FP\_EXC\_SW\_ENABLE} per usare FPEXC per
- le eccezioni, \const{PR\_FP\_EXC\_DIV} per la divisione per zero in virgola
- mobile, \const{PR\_FP\_EXC\_OVF} per gli overflow, \const{PR\_FP\_EXC\_UND}
- per gli underflow, \const{PR\_FP\_EXC\_RES} per risultati non esatti,
- \const{PR\_FP\_EXC\_INV} per operazioni invalide,
- \const{PR\_FP\_EXC\_DISABLED} per disabilitare le eccezioni,
- \const{PR\_FP\_EXC\_NONRECOV} per utilizzare la modalità di eccezione
- asincrona non recuperabile, \const{PR\_FP\_EXC\_ASYNC} per utilizzare la
- modalità di eccezione asincrona recuperabile, \const{PR\_FP\_EXC\_PRECISE}
- per la modalità precisa di eccezione.\footnote{trattasi di gestione
- specialistica della gestione delle eccezioni dei calcoli in virgola mobile
- che, i cui dettagli al momento vanno al di là dello scopo di questo
- testo.} Introdotta a partire dal kernel 2.4.21, solo su PowerPC.
-\item[\const{PR\_GET\_FPEXC}] Ottiene il valore della modalità delle eccezioni
+ I valori possibili sono:
+ \begin{itemize*}
+ \item \constd{PR\_FP\_EXC\_SW\_ENABLE} per usare FPEXC per le eccezioni,
+ \item \constd{PR\_FP\_EXC\_DIV} per la divisione per zero in virgola mobile,
+ \item \constd{PR\_FP\_EXC\_OVF} per gli overflow,
+ \item \constd{PR\_FP\_EXC\_UND} per gli underflow,
+ \item \constd{PR\_FP\_EXC\_RES} per risultati non esatti,
+ \item \constd{PR\_FP\_EXC\_INV} per operazioni invalide,
+ \item \constd{PR\_FP\_EXC\_DISABLED} per disabilitare le eccezioni,
+ \item \constd{PR\_FP\_EXC\_NONRECOV} per usare la modalità di eccezione
+ asincrona non recuperabile,
+ \item \constd{PR\_FP\_EXC\_ASYNC} per usare la modalità di eccezione
+ asincrona recuperabile,
+ \item \constd{PR\_FP\_EXC\_PRECISE} per la modalità precisa di
+ eccezione.\footnote{trattasi di gestione specialistica della gestione
+ delle eccezioni dei calcoli in virgola mobile che, i cui dettagli al
+ momento vanno al di là dello scopo di questo testo.}
+ \end{itemize*}
+Introdotta a partire dal kernel 2.4.21, solo su PowerPC.
+
+\item[\constd{PR\_GET\_FPEXC}] Ottiene il valore della modalità delle eccezioni
delle operazioni in virgola mobile, salvata all'indirizzo
- puntato \param{arg2}, che deve essere di tipo \code{(int *)}. Introdotta a
- partire dal kernel 2.4.21, solo su PowerPC.
-\item[\const{PR\_SET\_KEEPCAPS}] Consente di controllare quali
+ puntato \param{arg2}, che deve essere di tipo ``\ctyp{int *}''. Introdotta
+ a partire dal kernel 2.4.21, solo su PowerPC.
+
+\item[\constd{PR\_SET\_KEEPCAPS}] Consente di controllare quali
\textit{capabilities} vengono cancellate quando si esegue un cambiamento di
- \textit{user-ID} del processo (per i dettagli si veda
+ \ids{UID} del processo (per i dettagli si veda
sez.~\ref{sec:proc_capabilities}, in particolare quanto illustrato a
pag.~\pageref{sec:capability-uid-transition}). Un valore nullo (il default)
per \param{arg2} comporta che vengano cancellate, il valore 1 che vengano
mantenute, questo valore viene sempre cancellato attraverso una \func{exec}.
L'uso di questo flag è stato sostituito, a partire dal kernel 2.6.26, dal
- flag \const{SECURE\_KEEP\_CAPS} dei \itindex{securebits} \textit{securebits}
- (vedi l'uso di \const{PR\_SET\_SECUREBITS} più avanti). Introdotta a partire
- dal kernel 2.2.18.
-\item[\const{PR\_GET\_KEEPCAPS}] Ottiene come valore di ritorno della funzione
- il valore del flag di controllo impostato con
+ flag \const{SECURE\_KEEP\_CAPS} dei \textit{securebits} (vedi
+ sez.~\ref{sec:proc_capabilities} e l'uso di \const{PR\_SET\_SECUREBITS} più
+ avanti). Introdotta a partire dal kernel 2.2.18.
+
+\item[\constd{PR\_GET\_KEEPCAPS}] Ottiene come valore di ritorno della funzione
+ il valore del flag di controllo delle \textit{capabilities} impostato con
\const{PR\_SET\_KEEPCAPS}. Introdotta a partire dal kernel 2.2.18.
-\item[\const{PR\_SET\_NAME}] Imposta il nome del processo chiamante alla
- stringa puntata da \param{arg2}, che deve essere di tipo \code{(char *)}. Il
+
+\item[\constd{PR\_SET\_NAME}] Imposta il nome del processo chiamante alla
+ stringa puntata da \param{arg2}, che deve essere di tipo ``\ctyp{char *}''. Il
nome può essere lungo al massimo 16 caratteri, e la stringa deve essere
terminata da NUL se più corta. Introdotta a partire dal kernel 2.6.9.
-\item[\const{PR\_GET\_NAME}] Ottiene il nome del processo chiamante nella
- stringa puntata da \param{arg2}, che deve essere di tipo \code{(char *)}; si
- devono allocare per questo almeno 16 byte, e il nome sarà terminato da NUL
- se più corto. Introdotta a partire dal kernel 2.6.9.
-\item[\const{PR\_SET\_PDEATHSIG}] Consente di richiedere l'emissione di un
+
+\item[\constd{PR\_GET\_NAME}] Ottiene il nome del processo chiamante nella
+ stringa puntata da \param{arg2}, che deve essere di tipo ``\ctyp{char *}'';
+ si devono allocare per questo almeno 16 byte, e il nome sarà terminato da
+ NUL se più corto. Introdotta a partire dal kernel 2.6.9.
+
+\item[\constd{PR\_SET\_PDEATHSIG}] Consente di richiedere l'emissione di un
segnale, che sarà ricevuto dal processo chiamante, in occorrenza della
terminazione del proprio processo padre; in sostanza consente di invertire
il ruolo di \signal{SIGCHLD}. Il valore di \param{arg2} deve indicare il
numero del segnale, o 0 per disabilitare l'emissione. Il valore viene
automaticamente cancellato per un processo figlio creato con \func{fork}.
Introdotta a partire dal kernel 2.1.57.
-\item[\const{PR\_GET\_PDEATHSIG}] Ottiene il valore dell'eventuale segnale
+
+\item[\constd{PR\_GET\_PDEATHSIG}] Ottiene il valore dell'eventuale segnale
emesso alla terminazione del padre, salvato all'indirizzo
- puntato \param{arg2}, che deve essere di tipo \code{(int *)}. Introdotta a
+ puntato \param{arg2}, che deve essere di tipo ``\ctyp{int *}''. Introdotta a
partire dal kernel 2.3.15.
-\item[\const{PR\_SET\_SECCOMP}] Imposta il cosiddetto
- \itindex{secure~computing~mode} \textit{secure computing mode} per il
- processo corrente. Prevede come unica possibilità che \param{arg2} sia
- impostato ad 1. Una volta abilitato il \textit{secure computing mode} il
- processo potrà utilizzare soltanto un insieme estremamente limitato di
- \textit{system call}: \func{read}, \func{write}, \func{\_exit} e
- \func{sigreturn}, ogni altra \textit{system call} porterà all'emissione di
- un \func{SIGKILL} (vedi sez.~\ref{sec:sig_termination}). Il \textit{secure
- computing mode} è stato ideato per fornire un supporto per l'esecuzione di
- codice esterno non fidato e non verificabile a scopo di calcolo;\footnote{lo
- scopo è quello di poter vendere la capacità di calcolo della proprio
- macchina ad un qualche servizio di calcolo distribuito senza
+
+\itindbeg{secure~computing~mode}
+\item[\constd{PR\_SET\_SECCOMP}] Imposta il cosiddetto \textit{secure computing
+ mode} per il processo corrente. Prevede come unica possibilità
+ che \param{arg2} sia impostato ad 1. Una volta abilitato il \textit{secure
+ computing mode} il processo potrà utilizzare soltanto un insieme
+ estremamente limitato di \textit{system call}: \func{read}, \func{write},
+ \func{\_exit} e \funcm{sigreturn}. Ogni altra \textit{system call} porterà
+ all'emissione di un \signal{SIGKILL} (vedi sez.~\ref{sec:sig_termination}).
+ Il \textit{secure computing mode} è stato ideato per fornire un supporto per
+ l'esecuzione di codice esterno non fidato e non verificabile a scopo di
+ calcolo;\footnote{lo scopo è quello di poter vendere la capacità di calcolo
+ della proprio macchina ad un qualche servizio di calcolo distribuito senza
comprometterne la sicurezza eseguendo codice non sotto il proprio
controllo.} in genere i dati vengono letti o scritti grazie ad un socket o
- una pipe, e per evitare problemi di sicurezza non sono possibili altre
- operazioni se non quelle citate. Introdotta a partire dal kernel 2.6.23,
- disponibile solo se si è abilitato il supporto nel kernel con
+ una \textit{pipe}, e per evitare problemi di sicurezza non sono possibili
+ altre operazioni se non quelle citate. Introdotta a partire dal kernel
+ 2.6.23, disponibile solo se si è abilitato il supporto nel kernel con
\texttt{CONFIG\_SECCOMP}.
-\item[\const{PR\_GET\_SECCOMP}] Ottiene come valore di ritorno della funzione
+
+% TODO a partire dal kernel 3.5 è stato introdotto la possibilità di usare un
+% terzo argomento se il secondo è SECCOMP_MODE_FILTER, vedi
+% Documentation/prctl/seccomp_filter.txt
+% vedi anche http://lwn.net/Articles/600250/
+
+% TODO a partire dal kernel 3.17 è stata introdotta la nuova syscall seccomp,
+% vedi http://lwn.net/Articles/600250/ e http://lwn.net/Articles/603321/
+
+\item[\constd{PR\_GET\_SECCOMP}] Ottiene come valore di ritorno della funzione
lo stato corrente del \textit{secure computing mode}, al momento attuale la
funzione è totalmente inutile in quanto l'unico valore ottenibile è 0, dato
che la chiamata di questa funzione in \textit{secure computing mode}
- comporterebbe l'emissione di \texttt{SIGKILL}, è stata comunque definita per
- eventuali estensioni future. Introdotta a partire dal kernel 2.6.23.
-\item[\const{PR\_SET\_SECUREBITS}] Imposta i \itindex{securebits}
- \textit{securebits} per il processo chiamante al valore indicato
- da \param{arg2}; per i dettagli sul significato dei \textit{securebits} si
- veda sez.~\ref{sec:proc_capabilities}, ed in particolare i valori di
+ comporterebbe l'emissione di \signal{SIGKILL}, è stata comunque definita per
+ eventuali estensioni future. Introdotta a partire dal kernel 2.6.23.
+\itindend{secure~computing~mode}
+
+\item[\constd{PR\_SET\_SECUREBITS}] Imposta i \textit{securebits} per il
+ processo chiamante al valore indicato da \param{arg2}; per i dettagli sul
+ significato dei \textit{securebits} si veda
+ sez.~\ref{sec:proc_capabilities}, ed in particolare i valori di
tab.~\ref{tab:securebits_values} e la relativa trattazione. L'operazione
richiede i privilegi di amministratore (la capacità \const{CAP\_SETPCAP}),
altrimenti la chiamata fallirà con un errore di \errval{EPERM}. Introdotta a
partire dal kernel 2.6.26.
-\item[\const{PR\_GET\_SECUREBITS}] Ottiene come valore di ritorno della
- funzione l'impostazione corrente per i \itindex{securebits}
- \textit{securebits}. Introdotta a partire dal kernel 2.6.26.
-\item[\const{PR\_SET\_TIMING}] Imposta il metodo di temporizzazione del
- processo da indicare con il valore di \param{arg2}, con
- \const{PR\_TIMING\_STATISTICAL} si usa il metodo statistico tradizionale,
- con \const{PR\_TIMING\_TIMESTAMP} il più accurato basato su dei
- \textit{timestamp}, quest'ultimo però non è ancora implementato ed il suo
- uso comporta la restituzione di un errore di \errval{EINVAL}. Introdotta a
- partire dal kernel 2.6.0-test4.
-\item[\const{PR\_GET\_TIMING}] Ottiene come valore di ritorno della funzione
- il metodo di temporizzazione del processo attualmente in uso. Introdotta a
- partire dal kernel 2.6.0-test4.
-\item[\const{PR\_SET\_TSC}] Imposta il flag che indica se il processo
+
+\item[\constd{PR\_GET\_SECUREBITS}] Ottiene come valore di ritorno della
+ funzione l'impostazione corrente per i \textit{securebits}. Introdotta a
+ partire dal kernel 2.6.26.
+
+\item[\constd{PR\_SET\_TIMING}] Imposta il metodo di temporizzazione del
+ processo da indicare con il valore di \param{arg2}, attualmente i valori
+ possibili sono due, con \constd{PR\_TIMING\_STATISTICAL} si usa il metodo
+ statistico tradizionale, con \constd{PR\_TIMING\_TIMESTAMP} il più accurato
+ basato su dei \textit{timestamp}, quest'ultimo però non è ancora
+ implementato ed il suo uso comporta la restituzione di un errore di
+ \errval{EINVAL}. Introdotta a partire dal kernel 2.6.0-test4.
+
+\item[\constd{PR\_GET\_TIMING}] Ottiene come valore di ritorno della funzione
+ il metodo di temporizzazione del processo attualmente in uso (uno dei due
+ valori citati per \const{PR\_SET\_TIMING}). Introdotta a partire dal kernel
+ 2.6.0-test4.
+
+\item[\constd{PR\_SET\_TSC}] Imposta il flag che indica se il processo
chiamante può leggere il registro di processore contenente il contatore dei
\textit{timestamp} (TSC, o \textit{Time Stamp Counter}) da indicare con il
- valore di \param{arg2}. Si deve specificare \const{PR\_TSC\_ENABLE} per
- abilitare la lettura o \const{PR\_TSC\_SIGSEGV} per disabilitarla con la
+ valore di \param{arg2}. Si deve specificare \constd{PR\_TSC\_ENABLE} per
+ abilitare la lettura o \constd{PR\_TSC\_SIGSEGV} per disabilitarla con la
generazione di un segnale di \signal{SIGSEGV} (vedi
sez.~\ref{sec:sig_prog_error}). La lettura viene automaticamente
- disabilitata se si attiva il \textit{secure computing mode}. Introdotta a
- partire dal kernel 2.6.26, solo su x86.
-\item[\const{PR\_GET\_TSC}] Ottiene il valore del flag che controlla la
+ disabilitata se si attiva il \textit{secure computing mode} (vedi
+ \const{PR\_SET\_SECCOMP} più avanti). Introdotta a partire dal kernel
+ 2.6.26, solo su x86.
+
+\item[\constd{PR\_GET\_TSC}] Ottiene il valore del flag che controlla la
lettura del contattore dei \textit{timestamp}, salvato all'indirizzo
- puntato \param{arg2}, che deve essere di tipo \code{(int *)}. Introdotta a
+ puntato \param{arg2}, che deve essere di tipo ``\ctyp{int *}''. Introdotta a
partire dal kernel 2.6.26, solo su x86.
% articoli sul TSC e relativi problemi: http://lwn.net/Articles/209101/,
% http://blog.cr0.org/2009/05/time-stamp-counter-disabling-oddities.html,
% http://en.wikipedia.org/wiki/Time_Stamp_Counter
-\item[\const{PR\_SET\_UNALIGN}] Imposta la modalità di controllo per l'accesso
+
+\item[\constd{PR\_SET\_UNALIGN}] Imposta la modalità di controllo per l'accesso
a indirizzi di memoria non allineati, che in varie architetture risultano
illegali, da indicare con il valore di \param{arg2}. Si deve specificare il
- valore \const{PR\_UNALIGN\_NOPRINT} per ignorare gli accessi non allineati,
- ed il valore \const{PR\_UNALIGN\_SIGBUS} per generare un segnale di
+ valore \constd{PR\_UNALIGN\_NOPRINT} per ignorare gli accessi non allineati,
+ ed il valore \constd{PR\_UNALIGN\_SIGBUS} per generare un segnale di
\signal{SIGBUS} (vedi sez.~\ref{sec:sig_prog_error}) in caso di accesso non
allineato. Introdotta con diverse versioni su diverse architetture.
+
\item[\const{PR\_GET\_UNALIGN}] Ottiene il valore della modalità di controllo
per l'accesso a indirizzi di memoria non allineati, salvato all'indirizzo
puntato \param{arg2}, che deve essere di tipo \code{(int *)}. Introdotta con
Il comportamento di default prevede che per tutti i processi si applichi la
politica generale di sistema definita nel file
- \procfile{/proc/sys/vm/memory\_failure\_early\_kill}, ma specificando
- per \param{arg2} il valore \const{PR\_MCE\_KILL\_SET} è possibile impostare
+ \sysctlfiled{vm/memory\_failure\_early\_kill}, ma specificando
+ per \param{arg2} il valore \constd{PR\_MCE\_KILL\_SET} è possibile impostare
con il contenuto di \param{arg3} una politica specifica del processo
chiamante. Si può tornare alla politica di default del sistema utilizzando
- invece per \param{arg2} il valore \const{PR\_MCE\_KILL\_CLEAR}. In tutti i
+ invece per \param{arg2} il valore \constd{PR\_MCE\_KILL\_CLEAR}. In tutti i
casi, per compatibilità con eventuali estensioni future, tutti i valori
degli argomenti non utilizzati devono essere esplicitamente posti a zero,
pena il fallimento della chiamata con un errore di \errval{EINVAL}.
\const{PR\_MCE\_KILL\_SET} i valori di \param{arg3} possono essere soltanto
due, che corrispondono anche al valore che si trova nell'impostazione
generale di sistema di \texttt{memory\_failure\_early\_kill}, con
- \const{PR\_MCE\_KILL\_EARLY} si richiede l'emissione immediata di
+ \constd{PR\_MCE\_KILL\_EARLY} si richiede l'emissione immediata di
\signal{SIGBUS} non appena viene rilevato un errore, mentre con
- \const{PR\_MCE\_KILL\_LATE} il segnale verrà inviato solo quando il processo
+ \constd{PR\_MCE\_KILL\_LATE} il segnale verrà inviato solo quando il processo
tenterà un accesso alla memoria corrotta. Questi due valori corrispondono
rispettivamente ai valori 1 e 0 di
\texttt{memory\_failure\_early\_kill}.\footnote{in sostanza nel primo caso
secondo caso prima la pagina di memoria viene tolta dallo spazio degli
indirizzi di ciascun processo, mentre il segnale viene inviato solo quei
processi che tentano di accedervi.} Si può usare per \param{arg3} anche un
- terzo valore, \const{PR\_MCE\_KILL\_DEFAULT}, che corrisponde a impostare
+ terzo valore, \constd{PR\_MCE\_KILL\_DEFAULT}, che corrisponde a impostare
per il processo la politica di default.\footnote{si presume la politica di
default corrente, in modo da non essere influenzati da un eventuale
successivo cambiamento della stessa.} Introdotta a partire dal kernel
2.6.32.
-\item[\const{PR\_MCE\_KILL\_GET}] Ottiene come valore di ritorno della
+\item[\constd{PR\_MCE\_KILL\_GET}] Ottiene come valore di ritorno della
funzione la politica di gestione degli errori dovuti a corruzione della
memoria. Tutti gli argomenti non utilizzati (al momento tutti) devono essere
nulli pena la ricezione di un errore di \errval{EINVAL}. Introdotta a
partire dal kernel 2.6.32.
+\itindbeg{child~reaper}
+\item[\constd{PR\_SET\_CHILD\_SUBREAPER}] Se \param{arg2} è diverso da zero
+ imposta l'attributo di \textit{child reaper} per il processo, se nullo lo
+ cancella. Lo stato di \textit{child reaper} è una funzionalità, introdotta
+ con il kernel 3.4, che consente di far svolgere al processo che ha questo
+ attributo il ruolo di ``\textsl{genitore adottivo}'' per tutti i processi
+ suoi ``\textsl{discendenti}'' che diventano orfani, in questo modo il
+ processo potrà ricevere gli stati di terminazione alla loro uscita,
+ sostituendo in questo ruolo \cmd{init} (si ricordi quanto illustrato in
+ sez.~\ref{sec:proc_termination}). Il meccanismo è stato introdotto ad uso
+ dei programmi di gestione dei servizi, per consentire loro di ricevere gli
+ stati di terminazione di tutti i processi che lanciano, anche se questi
+ eseguono una doppia \func{fork}; nel comportamento ordinario infatti questi
+ verrebbero adottati da \cmd{init} ed il programma che li ha lanciati non
+ sarebbe più in grado di riceverne lo stato di terminazione. Se un processo
+ con lo stato di \textit{child reaper} termina prima dei suoi discendenti,
+ svolgerà questo ruolo il più prossimo antenato ad avere lo stato di
+ \textit{child reaper},
+\item[\constd{PR\_GET\_CHILD\_SUBREAPER}] Ottiene l'impostazione relativa allo
+ lo stato di \textit{child reaper} del processo chiamante, salvata come
+ \textit{value result} all'indirizzo puntato da \param{arg2} (da indicare
+ come di tipo \code{int *}). Il valore viene letto come valore logico, se
+ diverso da 0 lo stato di \textit{child reaper} è attivo altrimenti è
+ disattivo. Introdotta a partire dal kernel 3.4.
+\itindend{child~reaper}
+
+
+% TODO documentare PR_SET_SECCOMP introdotto a partire dal kernel 3.5. Vedi:
+% * Documentation/prctl/seccomp_filter.txt
+% * http://lwn.net/Articles/475043/
+
+% TODO documentare PR_MPX_INIT e PR_MPX_RELEASE, vedi
+% http://lwn.net/Articles/582712/
+
+% TODO documentare PR_SET_MM_MAP aggiunta con il kernel 3.18, per impostare i
+% parametri di base del layout dello spazio di indirizzi di un processo (area
+% codice e dati, stack, brack pointer ecc. vedi
+% http://git.kernel.org/linus/f606b77f1a9e362451aca8f81d8f36a3a112139e
+
+% TODO documentare ARCH_SET_CPUID e ARCH_GET_CPUID, introdotte con il kernel
+% 4.12, vedi https://lwn.net/Articles/721182/
+
+
\label{sec:prctl_operation}
\end{basedescript}
tecnologie di virtualizzazione dei processi (i cosiddetti \textit{container}).
Per questo l'interfaccia per la creazione di un nuovo processo è stata
-delegata ad una nuova \textit{system call}, \func{sys\_clone}, che consente di
-reimplementare anche la tradizionale \func{fork}. In realtà in questo caso più
-che di nuovi processi si può parlare della creazioni di nuovi
+delegata ad una nuova \textit{system call}, \funcm{sys\_clone}, che consente
+di reimplementare anche la tradizionale \func{fork}. In realtà in questo caso
+più che di nuovi processi si può parlare della creazioni di nuovi
``\textit{task}'' del kernel che possono assumere la veste sia di un processo
-classico come quelli trattati finora, che di un \textit{thread}, come quelli
-che vedremo in sez.~\ref{sec:linux_thread}, in cui la memoria viene condivisa
-fra il processo chiamante ed il nuovo processo creato. Per evitare confusione
-fra \textit{thread} e processi ordinari, abbiamo deciso di usare la
-nomenclatura \textit{task} per indicare la unità di esecuzione generica messa
-a disposizione del kernel che \texttt{sys\_clone} permette di creare.
+classico isolato dagli altri come quelli trattati finora, che di un
+\textit{thread} in cui la memoria viene condivisa fra il processo chiamante ed
+il nuovo processo creato, come quelli che vedremo in
+sez.~\ref{sec:linux_thread}. Per evitare confusione fra \textit{thread} e
+processi ordinari, abbiamo deciso di usare la nomenclatura \textit{task} per
+indicare la unità di esecuzione generica messa a disposizione del kernel che
+\texttt{sys\_clone} permette di creare.
+
+\itindbeg{namespace}
+\itindbeg{container}
Oltre a questo la funzione consente, ad uso delle nuove funzionalità di
-virtualizzazione dei processi, di creare nuovi \textit{namespace} per una
-serie di proprietà generali dei processi (come l'elenco dei PID, l'albero dei
-file, dei \textit{mount point}, della rete, ecc.), che consentono di creare
-gruppi di processi che vivono in una sorta di spazio separato dagli altri, che
-costituisce poi quello che viene chiamato un \textit{container}.
+virtualizzazione dei processi, di creare nuovi ``\textit{namespace}'' per una
+serie di proprietà generali (come l'elenco dei \ids{PID}, l'albero dei file, i
+\textit{mount point}, la rete, il sistema di IPC, ecc.). L'uso dei
+``\textit{namespace}'' consente creare gruppi di processi che vedono le
+suddette proprietà in maniera indipendente fra loro. I processi di ciascun
+gruppo vengono così eseguiti come in una sorta di spazio separato da quello
+degli altri gruppi, che costituisce poi quello che viene chiamato un
+\textit{container}.
+
+\itindend{namespace}
+\itindend{container}
La \textit{system call} richiede soltanto due argomenti: il
primo, \param{flags}, consente di controllare le modalità di creazione del
nuovo \textit{task}, il secondo, \param{child\_stack}, imposta l'indirizzo
-dello \itindex{stack} \textit{stack} per il nuovo \textit{task}, e deve essere
-indicato quando si intende creare un \textit{thread}. L'esecuzione del
-programma creato da \func{sys\_clone} riprende, come per \func{fork}, da
-dopo l'esecuzione della stessa.
-
-La necessità di avere uno \itindex{stack} \textit{stack} alternativo c'è solo
-quando si intende creare un \textit{thread}, in tal caso infatti il nuovo
-\textit{task} vede esattamente la stessa memoria del \textit{task}
+dello \textit{stack} per il nuovo \textit{task}, e deve essere indicato quando
+si intende creare un \textit{thread}. L'esecuzione del programma creato da
+\func{sys\_clone} riprende, come per \func{fork}, da dopo l'esecuzione della
+stessa.
+
+La necessità di avere uno \textit{stack} alternativo c'è solo quando si
+intende creare un \textit{thread}, in tal caso infatti il nuovo \textit{task}
+vede esattamente la stessa memoria del \textit{task}
``\textsl{padre}'',\footnote{in questo caso per padre si intende semplicemente
il \textit{task} che ha eseguito \func{sys\_clone} rispetto al \textit{task}
da essa creato, senza nessuna delle implicazioni che il concetto ha per i
\textit{stack}).
Per evitare di doversi garantire contro la evidente possibilità di
-\itindex{race~condition} \textit{race condition} che questa situazione
-comporta (vedi sez.~\ref{sec:proc_race_cond} per una spiegazione della
-problematica) è necessario che il chiamante allochi preventivamente un'area di
-memoria. In genere lo si fa con una \func{malloc} che allochi un buffer che
-la funzione imposterà come \textit{stack} del nuovo processo, avendo
-ovviamente cura di non utilizzarlo direttamente nel processo chiamante.
+\textit{race condition} che questa situazione comporta (vedi
+sez.~\ref{sec:proc_race_cond} per una spiegazione della problematica) è
+necessario che il chiamante allochi preventivamente un'area di memoria. In
+genere lo si fa con una \func{malloc} che allochi un buffer che la funzione
+imposterà come \textit{stack} del nuovo processo, avendo ovviamente cura di
+non utilizzarlo direttamente nel processo chiamante.
In questo modo i due \textit{task} avranno degli \textit{stack} indipendenti e
-non si dovranno affrontare problematiche di \itindex{race~condition}
-\textit{race condition}. Si tenga presente inoltre che in molte architetture
-di processore lo \textit{stack} cresce verso il basso, pertanto in tal caso
-non si dovrà specificare per \param{child\_stack} il puntatore restituito da
-\func{malloc}, ma un puntatore alla fine del buffer da essa allocato.
+non si dovranno affrontare problematiche di \textit{race condition}. Si tenga
+presente inoltre che in molte architetture di processore lo \textit{stack}
+cresce verso il basso, pertanto in tal caso non si dovrà specificare
+per \param{child\_stack} il puntatore restituito da \func{malloc}, ma un
+puntatore alla fine del buffer da essa allocato.
Dato che tutto ciò è necessario solo per i \textit{thread} che condividono la
memoria, la \textit{system call}, a differenza della funzione di libreria che
vedremo a breve, consente anche di passare per \param{child\_stack} il valore
\val{NULL}, che non imposta un nuovo \textit{stack}. Se infatti si crea un
-processo, questo ottiene un suo nuovo spazio degli indirizzi,\footnote{è
- sottinteso cioè che non si stia usando il flag \const{CLONE\_VM} che vedremo
- a breve.} ed in questo caso si applica la semantica del
-\itindex{copy~on~write} \textit{copy on write} illustrata in
-sez.~\ref{sec:proc_fork}, per cui le pagine dello \textit{stack} verranno
+processo, questo ottiene un suo nuovo spazio degli indirizzi (è sottinteso
+cioè che non si stia usando il flag \const{CLONE\_VM} che vedremo a breve) ed
+in questo caso si applica la semantica del \textit{copy on write} illustrata
+in sez.~\ref{sec:proc_fork}, per cui le pagine dello \textit{stack} verranno
automaticamente copiate come le altre e il nuovo processo avrà un suo
\textit{stack} totalmente indipendente da quello del padre.
Dato che l'uso principale della nuova \textit{system call} è quello relativo
-alla creazione dei \textit{thread}, le \acr{glibc} definiscono una funzione di
+alla creazione dei \textit{thread}, la \acr{glibc} definisce una funzione di
libreria con una sintassi diversa, orientata a questo scopo, e la
\textit{system call} resta accessibile solo se invocata esplicitamente come
visto in sez.~\ref{sec:proc_syscall}.\footnote{ed inoltre per questa
\begin{funcproto}{
\fhead{sched.h}
-\fdecl{int clone(int (*fn)(void *), void *child\_stack, int flags, void *arg, ... /* pid\_t *ptid, struct user\_desc *tls, pid\_t *ctid */)}
+\fdecl{int clone(int (*fn)(void *), void *child\_stack, int flags, void *arg,
+ ... \\
+\phantom{int clone(}/* pid\_t *ptid, struct user\_desc *tls, pid\_t *ctid */ )}
\fdesc{Crea un nuovo processo o \textit{thread}.}
}
{La funzione ritorna il \textit{Thread ID} assegnato al nuovo processo in caso
\item[\errcode{EINVAL}] si è usata una combinazione non valida di flag o
un valore nullo per \param{child\_stack}.
\item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare una nuova
- \struct{task\_struct} o per copiare le parti del contesto del chiamante
+ \texttt{task\_struct} o per copiare le parti del contesto del chiamante
necessarie al nuovo \textit{task}.
\item[\errcode{EPERM}] non si hanno i privilegi di amministratore
richiesti dai flag indicati.
\end{errlist}}
\end{funcproto}
+% NOTE: una pagina con la descrizione degli argomenti:
+% * http://www.lindevdoc.org/wiki/Clone
+
La funzione prende come primo argomento \param{fn} il puntatore alla funzione
che verrà messa in esecuzione nel nuovo processo, che può avere un unico
argomento di tipo puntatore a \ctyp{void}, il cui valore viene passato dal
terzo argomento \param{arg}. Per quanto il precedente prototipo possa
intimidire nella sua espressione, in realtà l'uso è molto semplice basterà
-definire una qualunque funzione \param{fn} che restitisce un intero ed ha come
-argomento un puntatore a \ctyp{vois}, e \code{fn(arg)} sarà eseguita in un
-nuovo processo.
+definire una qualunque funzione \param{fn} che restituisce un intero ed ha
+come argomento un puntatore a \ctyp{void}, e \code{fn(arg)} sarà eseguita in
+un nuovo processo.
Il nuovo processo resterà in esecuzione fintanto che la funzione \param{fn}
non ritorna, o esegue \func{exit} o viene terminata da un segnale. Il valore
di ritorno della funzione (o quello specificato con \func{exit}) verrà
utilizzato come stato di uscita della funzione. I tre
argomenti \param{ptid}, \param{tls} e \param{ctid} sono opzionali e sono
-presenti solo a partire dal kernel 2.6 ed usati principalmente per le funzioni
-di gestione dei \textit{thread} presenti nella \acr{glibc}.
+presenti solo a partire dal kernel 2.6 e sono stati aggiunti come supporto per
+le funzioni di gestione dei \textit{thread} (la \textit{Native Thread Posix
+ Library}, vedi sez.~\ref{sec:linux_ntpl}) nella \acr{glibc}, essi vengono
+utilizzati soltanto se si sono specificati rispettivamente i flag
+\const{CLONE\_PARENT\_SETTID}, \const{CLONE\_SETTLS} e
+\const{CLONE\_CHILD\_SETTID}.
+
+La funzione ritorna un l'identificatore del nuovo \textit{task}, denominato
+\texttt{Thread ID} (da qui in avanti \ids{TID}) il cui significato è analogo
+al \ids{PID} dei normali processi e che a questo corrisponde qualora si crei
+un processo ordinario e non un \textit{thread}.
Il comportamento di \func{clone}, che si riflette sulle caratteristiche del
-nuovo processo da essa creato, è controllato dall'argomento \param{flags},
-
-\begin{basedescript}{\desclabelstyle{\pushlabel}}
-
-\item[\const{CLONE\_CHILD\_CLEARTID}]
-\item[\const{CLONE\_CHILD\_SETTID}]
-\item[\const{CLONE\_FILES}]
-\item[\const{CLONE\_FS}]
-\item[\const{CLONE\_IO}]
-\item[\const{CLONE\_NEWIPC}]
-\item[\const{CLONE\_NEWNET}]
-\item[\const{CLONE\_NEWNS}]
-\item[\const{CLONE\_NEWPID}]
-\item[\const{CLONE\_NEWUTS}]
-\item[\const{CLONE\_PARENT}]
-\item[\const{CLONE\_PARENT\_SETTID}]
-\item[\const{CLONE\_PID}]
-\item[\const{CLONE\_PTRACE}]
-\item[\const{CLONE\_SETTLS}]
-\item[\const{CLONE\_SIGHAND}]
-\item[\const{CLONE\_STOPPED}]
-\item[\const{CLONE\_SYSVSEM}]
-\item[\const{CLONE\_THREAD}]
-\item[\const{CLONE\_UNTRACED}]
-\item[\const{CLONE\_VFORK}]
-\item[\const{CLONE\_VM}]
+nuovo processo da essa creato, è controllato principalmente
+dall'argomento \param{flags}, che deve essere specificato come maschera
+binaria, ottenuta con un OR aritmetico di una delle costanti del seguente
+elenco, che illustra quelle attualmente disponibili:\footnote{si fa
+ riferimento al momento della stesura di questa sezione, cioè con il kernel
+ 3.2.}
+
+\begin{basedescript}{\desclabelwidth{1.5 cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
+
+\item[\constd{CLONE\_CHILD\_CLEARTID}] cancella il valore del \textit{thread
+ ID} posto all'indirizzo dato dall'argomento \param{ctid}, eseguendo un
+ riattivazione del \textit{futex} (vedi sez.~\ref{sec:xxx_futex}) a
+ quell'indirizzo. Questo flag viene utilizzato dalla librerie di gestione dei
+ \textit{thread} ed è presente dal kernel 2.5.49.
+
+\item[\constd{CLONE\_CHILD\_SETTID}] scrive il \ids{TID} del \textit{thread}
+ figlio all'indirizzo dato dall'argomento \param{ctid}. Questo flag viene
+ utilizzato dalla librerie di gestione dei \textit{thread} ed è presente dal
+ kernel 2.5.49.
+
+\item[\constd{CLONE\_FILES}] se impostato il nuovo processo condividerà con il
+ padre la \textit{file descriptor table} (vedi sez.~\ref{sec:file_fd}),
+ questo significa che ogni \textit{file descriptor} aperto da un processo
+ verrà visto anche dall'altro e che ogni chiusura o cambiamento dei
+ \textit{file descriptor flag} di un \textit{file descriptor} verrà per
+ entrambi.
+
+ Se non viene impostato il processo figlio eredita una copia della
+ \textit{file descriptor table} del padre e vale la semantica classica della
+ gestione dei \textit{file descriptor}, che costituisce il comportamento
+ ordinario di un sistema unix-like e che illustreremo in dettaglio in
+ sez.~\ref{sec:file_shared_access}.
+
+\item[\constd{CLONE\_FS}] se questo flag viene impostato il nuovo processo
+ condividerà con il padre le informazioni relative all'albero dei file, ed in
+ particolare avrà la stessa radice (vedi sez.~\ref{sec:file_chroot}), la
+ stessa directory di lavoro (vedi sez.~\ref{sec:file_work_dir}) e la stessa
+ \textit{umask} (sez.~\ref{sec:file_perm_management}). Una modifica di una
+ qualunque di queste caratteristiche in un processo, avrà effetto anche
+ sull'altro. Se assente il nuovo processo riceverà una copia delle precedenti
+ informazioni, che saranno così indipendenti per i due processi, come avviene
+ nel comportamento ordinario di un sistema unix-like.
+
+\item[\constd{CLONE\_IO}] se questo flag viene impostato il nuovo il nuovo
+ processo condividerà con il padre il contesto dell'I/O, altrimenti, come
+ come avviene nel comportamento ordinario con una \func{fork} otterrà un suo
+ contesto dell'I/O.
+
+ Il contesto dell'I/O viene usato dagli \textit{scheduler} di I/O (visti in
+ sez.~\ref{sec:io_priority}) e se questo è lo stesso per diversi processi
+ questi vengono trattati come se fossero lo stesso, condividendo il tempo per
+ l'accesso al disco, e possono interscambiarsi nell'accesso a disco. L'uso di
+ questo flag consente, quando più \textit{thread} eseguono dell'I/O per conto
+ dello stesso processo (ad esempio con le funzioni di I/O asincrono di
+ sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}), migliori prestazioni.
+
+%TODO : tutti i CLONE_NEW* attengono ai namespace, ed è meglio metterli nella
+%relativa sezione da creare a parte
+
+% \item[\constd{CLONE\_NEWIPC}] è uno dei flag ad uso dei \textit{container},
+% introdotto con il kernel 2.6.19. L'uso di questo flag crea per il nuovo
+% processo un nuovo \textit{namespace} per il sistema di IPC, sia per quello
+% di SysV (vedi sez.~\ref{sec:ipc_sysv}) che, dal kernel 2.6.30, per le code
+% di messaggi POSIX (vedi sez.~\ref{sec:ipc_posix_mq}); si applica cioè a
+% tutti quegli oggetti che non vegono identificati con un \textit{pathname}
+% sull'albero dei file.
+
+% L'uso di questo flag richiede privilegi di amministratore (più precisamente
+% la capacità \const{CAP\_SYS\_ADMIN}) e non può essere usato in combinazione
+% con \const{CLONE\_SYSVSEM}.
+
+% \item[\constd{CLONE\_NEWNET}]
+% \item[\constd{CLONE\_NEWNS}]
+% \item[\constd{CLONE\_NEWPID}]
+% \item[\constd{CLONE\_NEWUTS}]
+
+
+% TODO trattare CLONE_NEWCGROUP introdotto con il kernel 4.6, vedi
+% http://lwn.net/Articles/680566/
+
+\item[\constd{CLONE\_PARENT}]
+\item[\constd{CLONE\_PARENT\_SETTID}]
+\item[\constd{CLONE\_PID}]
+
+\item[\constd{CLONE\_PTRACE}] se questo flag viene impostato ed il processo
+ chiamante viene tracciato (vedi sez.~\ref{sec:process_ptrace}) anche il
+ figlio viene tracciato.
+
+\item[\constd{CLONE\_SETTLS}]
+\item[\constd{CLONE\_SIGHAND}]
+\item[\constd{CLONE\_STOPPED}]
+\item[\constd{CLONE\_SYSVSEM}]
+\item[\constd{CLONE\_THREAD}]
+
+\item[\constd{CLONE\_UNTRACED}] se questo flag viene impostato un processo non
+ può più forzare \const{CLONE\_PTRACE} su questo processo.
+
+\item[\constd{CLONE\_VFORK}] se questo flag viene impostato il chiamante viene
+ fermato fintato che il figlio appena creato non rilascia la sua memoria
+ virtuale con una chiamata a \func{exec} o \func{exit}, viene quindi
+ replicato il comportamento di \func{vfork}.
+
+\item[\constd{CLONE\_VM}] se questo flag viene impostato il nuovo processo
+ condividerà con il padre la stessa memoria virtuale, e le scritture in
+ memoria fatte da uno qualunque dei processi saranno visibili dall'altro,
+ così come ogni mappatura in memoria (vedi sez.~\ref{sec:file_memory_map}).
+
+ Se non viene impostato il processo figlio otterrà una copia dello spazio
+ degli indirizzi e si otterrà il comportamento ordinario di un processo di un
+ sistema unix-like creato con la funzione \func{fork}.
\end{basedescript}
-\subsection{La funzione \func{ptrace}}
-\label{sec:process_ptrace}
+%TODO sezione separata sui namespace
-Da fare
+%TODO trattare unshare, vedi anche http://lwn.net/Articles/532748/
-% TODO: trattare PTRACE_SEIZE, aggiunta con il kernel 3.1
+%TODO: trattare la funzione setns e i namespace file descriptors (vedi
+% http://lwn.net/Articles/407495/) introdotti con il kernel 3.0, altre
+% informazioni su setns qui: http://lwn.net/Articles/532748/
+% http://lwn.net/Articles/531498/
+
+
+% TODO trattare le funzioni di protezione della memoria pkey_alloc, pkey_free,
+% pkey_mprotect, introdotte con il kernel 4.8, vedi
+% http://lwn.net/Articles/689395/ e Documentation/x86/protection-keys.txt
+
+%TODO trattare kcmp aggiunta con il kernel 3.5, vedi
+% https://lwn.net/Articles/478111/
+%\subsection{La funzione \func{ptrace}}
+%\label{sec:process_ptrace}
-\subsection{La gestione delle operazioni in virgola mobile}
-\label{sec:process_fenv}
+%Da fare
-Da fare.
+% TODO: trattare PTRACE_SEIZE, aggiunta con il kernel 3.1
+% TODO: trattare PTRACE_O_EXITKILL, aggiunta con il kernel 3.8 (vedi
+% http://lwn.net/Articles/529060/)
+% TODO: trattare PTRACE_GETSIGMASK e PTRACE_SETSIGMASK introdotte con il
+% kernel 3.11
+% TODO: trattare PTRACE_O_SUSPEND_SECCOMP, aggiunta con il kernel 4.3, vedi
+% http://lwn.net/Articles/656675/
+
+%\subsection{La gestione delle operazioni in virgola mobile}
+%\label{sec:process_fenv}
+
+%Da fare.
% TODO eccezioni ed arrotondamenti per la matematica in virgola mobile
% consultare la manpage di fenv, math_error, fpclassify, matherr, isgreater,
% isnan, nan, INFINITY
-\subsection{L'accesso alle porte di I/O}
-\label{sec:process_io_port}
+%\subsection{L'accesso alle porte di I/O}
+%\label{sec:process_io_port}
%
% TODO l'I/O sulle porte di I/O
% consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
+% non c'entra nulla qui, va trovato un altro posto (altri meccanismi di I/O in
+% fileintro ?)
+
+%Da fare
-Da fare
-% TODO: funzioni varie sparse citate da qualche parte e da trattare forse in
-% una sezione a parte: sigreturn,
+%\subsection{La gestione di architetture a nodi multipli}
+%\label{sec:process_NUMA}
+
+% TODO trattare i cpuset, che attiene anche a NUMA, e che possono essere usati
+% per associare l'uso di gruppi di processori a gruppi di processi (vedi
+% manpage omonima)
+% TODO trattare getcpu, che attiene anche a NUMA, mettere qui anche
+% sched_getcpu, che potrebbe essere indipendente ma richiama getcpu
+
+%TODO trattare le funzionalità per il NUMA
+% vedi man numa e, mbind, get_mempolicy, set_mempolicy,
+% le pagine di manuale relative
+% vedere anche dove metterle...
+% \subsection{La gestione dei moduli}
+% \label{sec:kernel_modules}
+
+% da fare
+
+%TODO trattare init_module e finit_module (quest'ultima introdotta con il
+%kernel 3.8)
+
+%%%% Altre cose di cui non è chiara la collocazione:
+
+%TODO trattare membarrier, introdotta con il kernel 4.3
+% vedi http://lwn.net/Articles/369567/ http://lwn.net/Articles/369640/
+% http://git.kernel.org/cgit/linux/kernel/git/torvalds/linux.git/commit/?id=5b25b13ab08f616efd566347d809b4ece54570d1
+% vedi anche l'ulteriore opzione "expedited" introdotta con il kernel 4.14
+% (https://lwn.net/Articles/728795/)
\section{Problematiche di programmazione multitasking}
\label{sec:proc_multi_prog}
indipendenti l'uno dall'altro, nella programmazione in un sistema multitasking
occorre tenere conto di una serie di problematiche che normalmente non
esistono quando si ha a che fare con un sistema in cui viene eseguito un solo
-programma alla volta.
+programma alla volta.
-Pur 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.
+Per questo motivo, 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, sottolineando come esse
+diventino cogenti quando invece si usano i \textit{thread}.
\subsection{Le operazioni atomiche}
In un ambiente multitasking il concetto è essenziale, dato che un processo può
essere interrotto in qualunque momento dal kernel che mette in esecuzione un
-altro processo o dalla ricezione di un segnale; occorre pertanto essere
-accorti nei confronti delle possibili \itindex{race~condition} \textit{race
- condition} (vedi sez.~\ref{sec:proc_race_cond}) derivanti da operazioni
-interrotte in una fase in cui non erano ancora state completate.
+altro processo o dalla ricezione di un segnale. Occorre pertanto essere
+accorti nei confronti delle possibili \textit{race condition} (vedi
+sez.~\ref{sec:proc_race_cond}) derivanti da operazioni interrotte in una fase
+in cui non erano ancora state completate.
Nel caso dell'interazione fra processi la situazione è molto più semplice, ed
occorre preoccuparsi della atomicità delle operazioni solo quando si ha a che
fare con meccanismi di intercomunicazione (che esamineremo in dettaglio in
cap.~\ref{cha:IPC}) o nelle operazioni con i file (vedremo alcuni esempi in
-sez.~\ref{sec:file_atomic}). In questi casi in genere l'uso delle appropriate
-funzioni di libreria per compiere le operazioni necessarie è garanzia
-sufficiente di atomicità in quanto le \textit{system call} con cui esse sono
-realizzate non possono essere interrotte (o subire interferenze pericolose) da
-altri processi.
+sez.~\ref{sec:file_shared_access}). In questi casi in genere l'uso delle
+appropriate funzioni di libreria per compiere le operazioni necessarie è
+garanzia sufficiente di atomicità in quanto le \textit{system call} con cui
+esse sono realizzate non possono essere interrotte (o subire interferenze
+pericolose) da altri processi.
Nel caso dei segnali invece la situazione è molto più delicata, in quanto lo
stesso processo, e pure alcune \textit{system call}, possono essere interrotti
operazioni atomiche (torneremo su questi aspetti in
sez.~\ref{sec:sig_adv_control}).
-In questo caso il sistema provvede un tipo di dato, il \type{sig\_atomic\_t},
+Qualora invece si usino i \textit{thread}, in cui lo spazio degli indirizzi è
+condiviso, il problema è sempre presente, perché qualunque \textit{thread} può
+interromperne un altro in qualunque momento e l'atomicità di qualunque
+operazione è messa in discussione, per cui l'assenza di eventuali \textit{race
+ condition} (vedi sez.~\ref{sec:proc_race_cond}) deve essere sempre
+verificata nei minimi dettagli.
+
+In questo caso il sistema provvede un tipo di dato, il \typed{sig\_atomic\_t},
il cui accesso è assicurato essere atomico. In pratica comunque si può
assumere che, in ogni piattaforma su cui è implementato Linux, il tipo
\ctyp{int}, gli altri interi di dimensione inferiore ed i puntatori sono
atomici. Non è affatto detto che lo stesso valga per interi di dimensioni
maggiori (in cui l'accesso può comportare più istruzioni in assembler) o per
-le strutture. In tutti questi casi è anche opportuno marcare come
-\direct{volatile} le variabili che possono essere interessate ad accesso
+le strutture di dati. In tutti questi casi è anche opportuno marcare come
+\dirct{volatile} le variabili che possono essere interessate ad accesso
condiviso, onde evitare problemi con le ottimizzazioni del codice.
gli adeguati provvedimenti per far sì che non si verifichino. Casi tipici di
\textit{race condition} si hanno quando diversi processi accedono allo stesso
file, o nell'accesso a meccanismi di intercomunicazione come la memoria
-condivisa. In questi casi, se non si dispone della possibilità di eseguire
-atomicamente le operazioni necessarie, occorre che quelle parti di codice in
-cui si compiono le operazioni sulle risorse condivise (le cosiddette
-\index{sezione~critica} \textsl{sezioni critiche}) del programma, siano
-opportunamente protette da meccanismi di sincronizzazione (torneremo su queste
-problematiche di questo tipo in cap.~\ref{cha:IPC}).
-
-\itindbeg{deadlock} Un caso particolare di \textit{race condition} sono poi i
-cosiddetti \textit{deadlock} (traducibile in \textsl{condizioni di stallo}),
+condivisa.
+
+\index{sezione~critica|(}
+
+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, quelle che in genere vengono
+denominate ``\textsl{sezioni critiche}'' del programma, siano opportunamente
+protette da meccanismi di sincronizzazione (vedremo alcune problematiche di
+questo tipo in cap.~\ref{cha:IPC}).
+
+\index{sezione~critica|)}
+
+Nel caso dei \textit{thread} invece la situazione è molto più delicata e
+sostanzialmente qualunque accesso in memoria (a buffer, variabili o altro) può
+essere soggetto a \textit{race condition} dato potrebbe essere interrotto in
+qualunque momento da un altro \textit{thread}. In tal caso occorre pianificare
+con estrema attenzione l'uso delle variabili ed utilizzare i vari meccanismi
+di sincronizzazione che anche in questo caso sono disponibili (torneremo su
+queste problematiche di questo tipo in cap.~\ref{sez:thread_xxx})
+
+\itindbeg{deadlock}
+
+Un caso particolare di \textit{race condition} sono poi i cosiddetti
+\textit{deadlock} (traducibile in \textsl{condizione di stallo}), che
particolarmente gravi in quanto comportano spesso il blocco completo di un
servizio, e non il fallimento di una singola operazione. Per definizione un
\textit{deadlock} è una situazione in cui due o più processi non sono più in
visto in sez.~\ref{sec:proc_atom_oper}; questi problemi infatti possono essere
risolti soltanto assicurandosi, quando essa sia richiesta, che sia possibile
eseguire in maniera atomica le operazioni necessarie.
+
\itindend{race~condition}
\itindend{deadlock}
Si dice \textsl{rientrante} una funzione che può essere interrotta in
qualunque punto della sua esecuzione ed essere chiamata una seconda volta da
-un altro \itindex{thread} \textit{thread} di esecuzione senza che questo
-comporti nessun problema nell'esecuzione della stessa. La problematica è
-comune nella programmazione \itindex{thread} \textit{multi-thread}, ma si
-hanno gli stessi problemi quando si vogliono chiamare delle funzioni
-all'interno dei gestori dei segnali.
+un altro \textit{thread} di esecuzione senza che questo comporti nessun
+problema nell'esecuzione della stessa. La problematica è comune nella
+programmazione \textit{multi-thread}, ma si hanno gli stessi problemi quando
+si vogliono chiamare delle funzioni all'interno dei gestori dei segnali.
Fintanto che una funzione opera soltanto con le variabili locali è rientrante;
-queste infatti vengono allocate nello \itindex{stack} \textit{stack}, ed
-un'altra invocazione non fa altro che allocarne un'altra copia. Una funzione
-può non essere rientrante quando opera su memoria che non è nello
-\itindex{stack} \textit{stack}. Ad esempio una funzione non è mai rientrante
-se usa una \index{variabili!globali} variabile globale o
-\index{variabili!statiche} statica.
+queste infatti vengono allocate nello \textit{stack}, ed un'altra invocazione
+non fa altro che allocarne un'altra copia. Una funzione può non essere
+rientrante quando opera su memoria che non è nello \textit{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
parte del programmatore.
In genere le funzioni di libreria non sono rientranti, molte di esse ad
-esempio utilizzano \index{variabili!statiche} variabili statiche, le
-\acr{glibc} però mettono a disposizione due macro di compilatore,\footnote{si
- ricordi quanto illustrato in sez.~\ref{sec:intro_gcc_glibc_std}.}
-\macro{\_REENTRANT} e \macro{\_THREAD\_SAFE}, la cui definizione attiva le
-versioni rientranti di varie funzioni di libreria, che sono identificate
-aggiungendo il suffisso \code{\_r} al nome della versione normale.
+esempio utilizzano variabili statiche, la \acr{glibc} però mette 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.
\index{funzioni!rientranti|)}
% LocalWords: nell'header scheduler system interrupt timer HZ asm Hertz clock
% LocalWords: l'alpha tick fork wait waitpid exit exec image glibc int pgid ps
% LocalWords: sid thread Ingo Molnar ppid getpid getppid sys unistd LD threads
-% LocalWords: void ForkTest tempnam pathname sibling cap errno EAGAIN ENOMEM
+% LocalWords: void tempnam pathname sibling cap errno EAGAIN ENOMEM
% LocalWords: stack read only copy write tab client spawn forktest sleep PATH
% LocalWords: source LIBRARY scheduling race condition printf descriptor dup
% LocalWords: close group session tms lock vfork execve BSD stream main abort
% LocalWords: filesystem noexec EPERM suid sgid root nosuid ENOEXEC ENOENT ELF
% LocalWords: ETXTBSY EINVAL ELIBBAD BIG EFAULT EIO ENAMETOOLONG ELOOP ENOTDIR
% LocalWords: ENFILE EMFILE argc execl path execv execle execlp execvp vector
-% LocalWords: list environ NULL umask pending utime cutime ustime fcntl linker
-% LocalWords: opendir libc interpreter FreeBSD capabilities Mandatory Access
-% LocalWords: Control MAC SELinux Security Modules LSM superuser uid gid saved
+% LocalWords: list environ NULL umask utime cutime ustime fcntl linker
+% LocalWords: opendir libc interpreter FreeBSD capabilities mandatory access
+% LocalWords: control MAC SELinux security modules LSM superuser uid gid saved
% LocalWords: effective euid egid dell' fsuid fsgid getuid geteuid getgid SVr
% LocalWords: getegid IDS NFS setuid setgid all' logout utmp screen xterm TODO
% LocalWords: setreuid setregid FIXME ruid rgid seteuid setegid setresuid size
% LocalWords: setresgid getresuid getresgid value result argument setfsuid DAC
% LocalWords: setfsgid NGROUPS sysconf getgroups getgrouplist groups ngroups
-% LocalWords: setgroups initgroups patch LIDS CHOWN OVERRIDE Discrectionary PF
+% LocalWords: setgroups initgroups patch LIDS CHOWN OVERRIDE Discrectionary
% LocalWords: SEARCH chattr sticky NOATIME socket domain immutable append mmap
% LocalWords: broadcast multicast multicasting memory locking mlock mlockall
% LocalWords: shmctl ioperm iopl chroot ptrace accounting swap reboot hangup
% LocalWords: vhangup mknod lease permitted inherited inheritable bounding AND
% LocalWords: capability capget capset header ESRCH undef version obj clear PT
-% LocalWords: pag ssize length proc capgetp preemptive cache runnable
-% LocalWords: SIGSTOP soft slice nice niceness counter which SC
-% LocalWords: getpriority who setpriority RTLinux RTAI Adeos fault FIFO
+% LocalWords: pag ssize length proc capgetp preemptive cache runnable contest
+% LocalWords: SIGSTOP soft slice nice niceness counter which SC switch side
+% LocalWords: getpriority who setpriority RTLinux RTAI Adeos fault FIFO COUNT
% LocalWords: yield Robin setscheduler policy param OTHER priority setparam to
% LocalWords: min getparam getscheduler interval robin ENOSYS fifo ping long
% LocalWords: affinity setaffinity unsigned mask cpu NUMA CLR ISSET SETSIZE RR
% LocalWords: waitid NOCLDSTOP ENOCHLD WIFCONTINUED ifdef endif idtype siginfo
% LocalWords: infop ALL WEXITED WSTOPPED WNOWAIT signo CLD EXITED KILLED page
% LocalWords: CONTINUED sources forking Spawned successfully executing exiting
-% LocalWords: next cat for COMMAND pts bash defunct TRAPPED DUMPED PR
+% LocalWords: next cat for COMMAND pts bash defunct TRAPPED DUMPED PR effects
% LocalWords: SIGKILL static RLIMIT preemption PREEMPT VOLUNTARY IDLE RTPRIO
% LocalWords: completely fair compat uniform CFQ queuing elevator dev cfq RT
% LocalWords: documentation block syscall ioprio IPRIO CLASS class best effort
% LocalWords: timestamp Stamp SIGSEGV UNALIGN SIGBUS MCEERR AO failure early
% LocalWords: namespace vsyscall SETTID FILES NEWIPC NEWNET NEWNS NEWPID ptid
% LocalWords: NEWUTS SETTLS SIGHAND SYSVSEM UNTRACED tls ctid CLEARTID panic
-% LocalWords: loader EISDIR SIGTRAP uninterrutible killable
+% LocalWords: loader EISDIR SIGTRAP uninterrutible killable EQUAL sizeof XOR
+% LocalWords: destset srcset ALLOC num cpus setsize emacs pager getty TID
%%% Local Variables:
%%% mode: latex
projects / gapil.git / blobdiff