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qualunque processo può a sua volta generarne altri, detti processi figli
(\textit{child process}). Ogni processo è identificato presso il sistema da un
numero univoco, il cosiddetto \textit{process identifier} o, più brevemente,
-\acr{pid}, assegnato in forma progressiva (vedi \secref{sec:proc_pid}) quando
+\acr{pid}, assegnato in forma progressiva (vedi sez.~\ref{sec:proc_pid}) quando
il processo viene creato.
Una seconda caratteristica di un sistema Unix è che la generazione di un
partire tutti gli altri processi necessari al funzionamento del sistema,
inoltre \cmd{init} è essenziale per svolgere una serie di compiti
amministrativi nelle operazioni ordinarie del sistema (torneremo su alcuni di
-essi in \secref{sec:proc_termination}) e non può mai essere terminato. La
+essi in sez.~\ref{sec:proc_termination}) e non può mai essere terminato. La
struttura del sistema comunque consente di lanciare al posto di \cmd{init}
qualunque altro programma, e in casi di emergenza (ad esempio se il file di
\cmd{init} si fosse corrotto) è ad esempio possibile lanciare una shell al suo
possono classificare i processi con la relazione padre/figlio in
un'organizzazione gerarchica ad albero, in maniera analoga a come i file sono
organizzati in un albero di directory (si veda
-\secref{sec:file_organization}); in \figref{fig:proc_tree} si è mostrato il
+sez.~\ref{sec:file_organization}); in fig.~\ref{fig:proc_tree} si è mostrato il
risultato del comando \cmd{pstree} che permette di visualizzare questa
struttura, alla cui base c'è \cmd{init} che è progenitore di tutti gli altri
processi.
\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
-\figref{fig:proc_task_struct}.
+fig.~\ref{fig:proc_task_struct}.
\begin{figure}[htb]
\centering
\label{fig:proc_task_struct}
\end{figure}
-Come accennato in \secref{sec:intro_unix_struct} è lo
+Come accennato in sez.~\ref{sec:intro_unix_struct} è lo
\textit{scheduler}\index{scheduler} che decide quale processo mettere in
esecuzione; esso viene eseguito ad ogni system call ed ad ogni
interrupt,\footnote{più in una serie di altre occasioni. NDT completare questa
Hertz.\footnote{Il valore usuale di questa costante è 100, per tutte le
architetture eccetto l'alpha, per la quale è 1000. Occorre fare attenzione a
non confondere questo valore con quello dei clock tick (vedi
- \secref{sec:sys_unix_time}).}
+ sez.~\ref{sec:sys_unix_time}).}
%Si ha cioè un interrupt dal timer ogni centesimo di secondo.
Ogni volta che viene eseguito, lo \textit{scheduler}\index{scheduler} effettua
il calcolo delle priorità dei vari processi attivi (torneremo su questo in
-\secref{sec:proc_priority}) e stabilisce quale di essi debba essere posto in
+sez.~\ref{sec:proc_priority}) e stabilisce quale di essi debba essere posto in
esecuzione fino alla successiva invocazione.
\textsl{figlio}) creato dalla \func{fork} è una copia identica del processo
processo originale (detto \textsl{padre}), ma ha un nuovo \acr{pid} e viene
eseguito in maniera indipendente (le differenze fra padre e figlio sono
-affrontate in dettaglio in \secref{sec:proc_fork}).
+affrontate in dettaglio in sez.~\ref{sec:proc_fork}).
Se si vuole che il processo padre si fermi fino alla conclusione del processo
figlio questo deve essere specificato subito dopo la \func{fork} chiamando la
funzione \func{wait} o la funzione \func{waitpid} (si veda
-\secref{sec:proc_wait}); queste funzioni restituiscono anche un'informazione
+sez.~\ref{sec:proc_wait}); queste funzioni restituiscono anche un'informazione
abbastanza limitata sulle cause della terminazione del processo figlio.
Quando un processo ha concluso il suo compito o ha incontrato un errore non
risolvibile esso può essere terminato con la funzione \func{exit} (si veda
-quanto discusso in \secref{sec:proc_conclusion}). La vita del processo però
+quanto discusso in sez.~\ref{sec:proc_conclusion}). La vita del processo però
termina solo quando la notifica della sua conclusione viene ricevuta dal
processo padre, a quel punto tutte le risorse allocate nel sistema ad esso
associate vengono rilasciate.
Il \acr{pid} viene assegnato in forma progressiva\footnote{in genere viene
assegnato il numero successivo a quello usato per l'ultimo processo creato,
a meno che questo numero non sia già utilizzato per un altro \acr{pid},
- \acr{pgid} o \acr{sid} (vedi \secref{sec:sess_proc_group}).} ogni volta che
-un nuovo processo viene creato, fino ad un limite che, essendo il \acr{pid} un
-numero positivo memorizzato in un intero a 16 bit, arriva ad un massimo di
-32768. Oltre questo valore l'assegnazione riparte dal numero più basso
-disponibile a partire da un minimo di 300,\footnote{questi valori, fino al
- kernel 2.4.x, sono definiti dalla macro \const{PID\_MAX} in \file{threads.h}
- e direttamente in \file{fork.c}, con il kernel 2.5.x e la nuova interfaccia
- per i thread creata da Ingo Molnar anche il meccanismo di allocazione dei
- \acr{pid} è stato modificato.} che serve a riservare i \acr{pid} più bassi
-ai processi eseguiti direttamente dal kernel. Per questo motivo, come visto
-in \secref{sec:proc_hierarchy}, il processo di avvio (\cmd{init}) ha sempre il
-\acr{pid} uguale a uno.
+ \acr{pgid} o \acr{sid} (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}).} ogni volta
+che un nuovo processo viene creato, fino ad un limite che, essendo il
+\acr{pid} un numero positivo memorizzato in un intero a 16 bit, arriva ad un
+massimo di 32768. Oltre questo valore l'assegnazione riparte dal numero più
+basso disponibile a partire da un minimo di 300,\footnote{questi valori, fino
+ al kernel 2.4.x, sono definiti dalla macro \const{PID\_MAX} in
+ \file{threads.h} e direttamente in \file{fork.c}, con il kernel 2.5.x e la
+ nuova interfaccia per i thread creata da Ingo Molnar anche il meccanismo di
+ allocazione dei \acr{pid} è stato modificato.} che serve a riservare i
+\acr{pid} più bassi ai processi eseguiti direttamente dal kernel. Per questo
+motivo, come visto in sez.~\ref{sec:proc_hierarchy}, il processo di avvio
+(\cmd{init}) ha sempre il \acr{pid} uguale a uno.
Tutti i processi inoltre memorizzano anche il \acr{pid} del genitore da cui
sono stati creati, questo viene chiamato in genere \acr{ppid} (da
\bodydesc{Entrambe le funzioni non riportano condizioni di errore.}
\end{functions}
\noindent esempi dell'uso di queste funzioni sono riportati in
-\figref{fig:proc_fork_code}, nel programma \file{ForkTest.c}.
+fig.~\ref{fig:proc_fork_code}, nel programma \file{ForkTest.c}.
Il fatto che il \acr{pid} sia un numero univoco per il sistema lo rende un
candidato per generare ulteriori indicatori associati al processo di cui
diventa possibile garantire l'unicità: ad esempio in alcune implementazioni la
-funzione \func{tmpname} (si veda \secref{sec:file_temp_file}) usa il \acr{pid}
-per generare un pathname univoco, che non potrà essere replicato da un altro
-processo che usi la stessa funzione.
+funzione \func{tmpname} (si veda sez.~\ref{sec:file_temp_file}) usa il
+\acr{pid} per generare un pathname univoco, che non potrà essere replicato da
+un altro processo che usi la stessa funzione.
Tutti i processi figli dello stesso processo padre sono detti
\textit{sibling}, questa è una delle relazioni usate nel \textsl{controllo di
sessione}, in cui si raggruppano i processi creati su uno stesso terminale,
o relativi allo stesso login. Torneremo su questo argomento in dettaglio in
-\secref{cha:session}, dove esamineremo gli altri identificativi associati ad
+cap.~\ref{cha:session}, dove esamineremo gli altri identificativi associati ad
un processo e le varie relazioni fra processi utilizzate per definire una
sessione.
Oltre al \acr{pid} e al \acr{ppid}, (e a quelli che vedremo in
-\secref{sec:sess_proc_group}, relativi al controllo di sessione), ad ogni
+sez.~\ref{sec:sess_proc_group}, relativi al controllo di sessione), ad ogni
processo vengono associati degli altri identificatori che vengono usati per il
controllo di accesso. Questi servono per determinare se un processo può
eseguire o meno le operazioni richieste, a seconda dei privilegi e
dell'identità di chi lo ha posto in esecuzione; l'argomento è complesso e sarà
-affrontato in dettaglio in \secref{sec:proc_perms}.
+affrontato in dettaglio in sez.~\ref{sec:proc_perms}.
\subsection{La funzione \func{fork}}
il processo figlio continuano ad essere eseguiti normalmente a partire
dall'istruzione successiva alla \func{fork}; il processo figlio è però una
copia del padre, e riceve una copia dei segmenti di testo, stack e dati (vedi
-\secref{sec:proc_mem_layout}), ed esegue esattamente lo stesso codice del
+sez.~\ref{sec:proc_mem_layout}), ed esegue esattamente lo stesso codice del
padre. Si tenga presente però che la memoria è copiata, non condivisa,
pertanto padre e figlio vedono variabili diverse.
avere più figli, ed il valore di ritorno di \func{fork} è l'unico modo che gli
permette di identificare quello appena creato; al contrario un figlio ha
sempre un solo padre (il cui \acr{pid} può sempre essere ottenuto con
-\func{getppid}, vedi \secref{sec:proc_pid}) per cui si usa il valore nullo,
+\func{getppid}, vedi sez.~\ref{sec:proc_pid}) per cui si usa il valore nullo,
che non è il \acr{pid} di nessun processo.
\begin{figure}[!htb]
sono già troppi processi nel sistema (il che di solito è sintomo che
qualcos'altro non sta andando per il verso giusto) o si è ecceduto il limite
sul numero totale di processi permessi all'utente (vedi
-\secref{sec:sys_resource_limit}, ed in particolare
-\tabref{tab:sys_rlimit_values}).
+sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}, ed in particolare
+tab.~\ref{tab:sys_rlimit_values}).
L'uso di \func{fork} avviene secondo due modalità principali; la prima è
quella in cui all'interno di un programma si creano processi figli cui viene
affidata l'esecuzione di una certa sezione di codice, mentre il processo padre
ne esegue un'altra. È il caso tipico dei programmi server (il modello
-\textit{client-server} è illustrato in \secref{sec:net_cliserv}) in cui il
+\textit{client-server} è illustrato in sez.~\ref{sec:net_cliserv}) in cui il
padre riceve ed accetta le richieste da parte dei programmi client, per
ciascuna delle quali pone in esecuzione un figlio che è incaricato di fornire
il servizio.
La seconda modalità è quella in cui il processo vuole eseguire un altro
programma; questo è ad esempio il caso della shell. In questo caso il processo
crea un figlio la cui unica operazione è quella di fare una \func{exec} (di
-cui parleremo in \secref{sec:proc_exec}) subito dopo la \func{fork}.
+cui parleremo in sez.~\ref{sec:proc_exec}) subito dopo la \func{fork}.
Alcuni sistemi operativi (il VMS ad esempio) combinano le operazioni di questa
seconda modalità (una \func{fork} seguita da una \func{exec}) in un'unica
relativamente facile intervenire sulle le modalità di esecuzione del nuovo
programma.
-In \figref{fig:proc_fork_code} è riportato il corpo del codice del programma
+In fig.~\ref{fig:proc_fork_code} è riportato il corpo del codice del programma
di esempio \cmd{forktest}, che permette di illustrare molte caratteristiche
dell'uso della funzione \func{fork}. Il programma crea un numero di figli
specificato da linea di comando, e prende anche alcune opzioni per indicare
occorrerà provvedere ad espliciti meccanismi di sincronizzazione, pena il
rischio di incorrere nelle cosiddette
\textit{race condition}\index{race condition}
-(vedi \secref{sec:proc_race_cond}).
+(vedi sez.~\ref{sec:proc_race_cond}).
Si noti inoltre che essendo i segmenti di memoria utilizzati dai singoli
processi completamente separati, le modifiche delle variabili nei processi
che come si vede è completamente diverso da quanto ottenevamo sul terminale.
Il comportamento delle varie funzioni di interfaccia con i file è analizzato
-in gran dettaglio in \capref{cha:file_unix_interface} e in
-\secref{cha:files_std_interface}. Qui basta accennare che si sono usate le
+in gran dettaglio in cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e in
+cap.~\ref{cha:files_std_interface}. Qui basta accennare che si sono usate le
funzioni standard della libreria del C che prevedono l'output bufferizzato; e
-questa bufferizzazione (trattata in dettaglio in \secref{sec:file_buffering})
+questa bufferizzazione (trattata in dettaglio in sez.~\ref{sec:file_buffering})
varia a seconda che si tratti di un file su disco (in cui il buffer viene
scaricato su disco solo quando necessario) o di un terminale (nel qual caso il
buffer viene scaricato ad ogni carattere di a capo).
valido anche per l'esempio precedente, ma meno evidente: il fatto cioè che non
solo processi diversi possono scrivere in contemporanea sullo stesso file
(l'argomento della condivisione dei file è trattato in dettaglio in
-\secref{sec:file_sharing}), ma anche che, a differenza di quanto avviene per
+sez.~\ref{sec:file_sharing}), ma anche che, a differenza di quanto avviene per
le variabili, la posizione corrente sul file è condivisa fra il padre e tutti
i processi figli.
lo stesso avviene anche per tutti i figli; la funzione \func{fork} infatti ha
la caratteristica di duplicare nei figli tutti i file descriptor aperti nel
padre (allo stesso modo in cui lo fa la funzione \func{dup}, trattata in
-\secref{sec:file_dup}), il che comporta che padre e figli condividono le
+sez.~\ref{sec:file_dup}), il che comporta che padre e figli condividono le
stesse voci della \textit{file table} (per la spiegazione di questi termini si
-veda \secref{sec:file_sharing}) fra cui c'è anche la posizione corrente nel
+veda sez.~\ref{sec:file_sharing}) fra cui c'è anche la posizione corrente nel
file.
In questo modo se un processo scrive sul file aggiornerà la posizione corrente
\begin{itemize*}
\item i file aperti e gli eventuali flag di
\textit{close-on-exec}\index{close-on-exec} impostati (vedi
- \secref{sec:proc_exec} e \secref{sec:file_fcntl}).
+ sez.~\ref{sec:proc_exec} e sez.~\ref{sec:file_fcntl}).
\item gli identificatori per il controllo di accesso: l'\textsl{user-ID
reale}, il \textsl{group-ID reale}, l'\textsl{user-ID effettivo}, il
\textsl{group-ID effettivo} ed i \textit{group-ID supplementari} (vedi
- \secref{sec:proc_access_id}).
+ sez.~\ref{sec:proc_access_id}).
\item gli identificatori per il controllo di sessione: il \textit{process
group-ID} e il \textit{session id} ed il terminale di controllo (vedi
- \secref{sec:sess_proc_group}).
+ sez.~\ref{sec:sess_proc_group}).
\item la directory di lavoro e la directory radice (vedi
- \secref{sec:file_work_dir} e \secref{sec:file_chroot}).
-\item la maschera dei permessi di creazione (vedi \secref{sec:file_umask}).
-\item la maschera dei segnali bloccati (vedi \secref{sec:sig_sigmask}) e le
- azioni installate (vedi \secref{sec:sig_gen_beha}).
+ sez.~\ref{sec:file_work_dir} e sez.~\ref{sec:file_chroot}).
+\item la maschera dei permessi di creazione (vedi sez.~\ref{sec:file_umask}).
+\item la maschera dei segnali bloccati (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigmask}) e le
+ azioni installate (vedi sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}).
\item i segmenti di memoria condivisa agganciati al processo (vedi
- \secref{sec:ipc_sysv_shm}).
-\item i limiti sulle risorse (vedi \secref{sec:sys_resource_limit}).
-\item le variabili di ambiente (vedi \secref{sec:proc_environ}).
+ sez.~\ref{sec:ipc_sysv_shm}).
+\item i limiti sulle risorse (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
+\item le variabili di ambiente (vedi sez.~\ref{sec:proc_environ}).
\end{itemize*}
le differenze fra padre e figlio dopo la \func{fork} invece sono:
\begin{itemize*}
\item il \acr{ppid} (\textit{parent process id}), quello del figlio viene
impostato al \acr{pid} del padre.
\item i valori dei tempi di esecuzione della struttura \struct{tms} (vedi
- \secref{sec:sys_cpu_times}) che nel figlio sono posti a zero.
-\item i \textit{lock} sui file (vedi \secref{sec:file_locking}), che non
+ sez.~\ref{sec:sys_cpu_times}) che nel figlio sono posti a zero.
+\item i \textit{lock} sui file (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}), che non
vengono ereditati dal figlio.
-\item gli allarmi ed i segnali pendenti (vedi \secref{sec:sig_gen_beha}), che
+\item gli allarmi ed i segnali pendenti (vedi sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}), che
per il figlio vengono cancellati.
\end{itemize*}
\subsection{La conclusione di un processo.}
\label{sec:proc_termination}
-In \secref{sec:proc_conclusion} abbiamo già affrontato le modalità con cui
+In sez.~\ref{sec:proc_conclusion} abbiamo già affrontato le modalità con cui
chiudere un programma, ma dall'interno del programma stesso; avendo a che fare
con un sistema multitasking resta da affrontare l'argomento dal punto di vista
di come il sistema gestisce la conclusione dei processi.
-Abbiamo visto in \secref{sec:proc_conclusion} le tre modalità con cui un
+Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:proc_conclusion} le tre modalità con cui un
programma viene terminato in maniera normale: la chiamata di \func{exit} (che
esegue le funzioni registrate per l'uscita e chiude gli stream), il ritorno
dalla funzione \func{main} (equivalente alla chiamata di \func{exit}), e la
\item ad ogni processo figlio viene assegnato un nuovo padre (in genere
\cmd{init}).
\item viene inviato il segnale \const{SIGCHLD} al processo padre (vedi
- \secref{sec:sig_sigchld}).
+ sez.~\ref{sec:sig_sigchld}).
\item se il processo è un leader di sessione ed il suo terminale di controllo
è quello della sessione viene mandato un segnale di \const{SIGHUP} a tutti i
processi del gruppo di foreground e il terminale di controllo viene
- disconnesso (vedi \secref{sec:sess_ctrl_term}).
+ disconnesso (vedi sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}).
\item se la conclusione di un processo rende orfano un \textit{process
group} ciascun membro del gruppo viene bloccato, e poi gli vengono
inviati in successione i segnali \const{SIGHUP} e \const{SIGCONT}
- (vedi ancora \secref{sec:sess_ctrl_term}).
+ (vedi ancora sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}).
\end{itemize*}
Oltre queste operazioni è però necessario poter disporre di un meccanismo
scelto consiste nel riportare lo stato di terminazione (il cosiddetto
\textit{termination status}) al processo padre.
-Nel caso di conclusione normale, abbiamo visto in \secref{sec:proc_conclusion}
-che lo stato di uscita del processo viene caratterizzato tramite il valore del
-cosiddetto \textit{exit status}, cioè il valore passato alle funzioni
-\func{exit} o \func{\_exit} (o dal valore di ritorno per \func{main}). Ma se
-il processo viene concluso in maniera anomala il programma non può specificare
-nessun \textit{exit status}, ed è il kernel che deve generare autonomamente il
-\textit{termination status} per indicare le ragioni della conclusione anomala.
+Nel caso di conclusione normale, abbiamo visto in
+sez.~\ref{sec:proc_conclusion} che lo stato di uscita del processo viene
+caratterizzato tramite il valore del cosiddetto \textit{exit status}, cioè il
+valore passato alle funzioni \func{exit} o \func{\_exit} (o dal valore di
+ritorno per \func{main}). Ma se il processo viene concluso in maniera anomala
+il programma non può specificare nessun \textit{exit status}, ed è il kernel
+che deve generare autonomamente il \textit{termination status} per indicare le
+ragioni della conclusione anomala.
Si noti la distinzione fra \textit{exit status} e \textit{termination status}:
quello che contraddistingue lo stato di chiusura del processo e viene
riportato attraverso le funzioni \func{wait} o \func{waitpid} (vedi
-\secref{sec:proc_wait}) è sempre quest'ultimo; in caso di conclusione normale
+sez.~\ref{sec:proc_wait}) è sempre quest'ultimo; in caso di conclusione normale
il kernel usa il primo (nel codice eseguito da \func{\_exit}) per produrre il
secondo.
Questo viene fatto mantenendo attiva la voce nella tabella dei processi, e
memorizzando alcuni dati essenziali, come il \acr{pid}, i tempi di CPU usati
-dal processo (vedi \secref{sec:sys_unix_time}) e lo stato di terminazione,
+dal processo (vedi sez.~\ref{sec:sys_unix_time}) e lo stato di terminazione,
mentre la memoria in uso ed i file aperti vengono rilasciati immediatamente. I
processi che sono terminati, ma il cui stato di terminazione non è stato
ancora ricevuto dal padre sono chiamati \textit{zombie}\index{zombie}, essi
restano presenti nella tabella dei processi ed in genere possono essere
identificati dall'output di \cmd{ps} per la presenza di una \texttt{Z} nella
-colonna che ne indica lo stato (vedi \tabref{tab:proc_proc_states}). Quando il
-padre effettuerà la lettura dello stato di uscita anche questa informazione,
-non più necessaria, verrà scartata e la terminazione potrà dirsi completamente
-conclusa.
+colonna che ne indica lo stato (vedi tab.~\ref{tab:proc_proc_states}). Quando
+il padre effettuerà la lettura dello stato di uscita anche questa
+informazione, non più necessaria, verrà scartata e la terminazione potrà dirsi
+completamente conclusa.
Possiamo utilizzare il nostro programma di prova per analizzare anche questa
condizione: lanciamo il comando \cmd{forktest} in background, indicando al
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 \secref{sec:sig_sigchld} e \secref{sec:proc_wait}). Questa
-operazione è necessaria perché anche se gli \textit{zombie}\index{zombie} non
-consumano risorse di memoria o processore, occupano comunque una voce nella
-tabella dei processi, che a lungo andare potrebbe esaurirsi.
+\func{wait}, vedi sez.~\ref{sec:sig_sigchld} e sez.~\ref{sec:proc_wait}).
+Questa operazione è necessaria perché anche se gli
+\textit{zombie}\index{zombie} non consumano risorse di memoria o processore,
+occupano comunque una voce nella tabella dei processi, che a lungo andare
+potrebbe esaurirsi.
Si noti che quando un processo adottato da \cmd{init} termina, esso non
diviene uno \textit{zombie}\index{zombie}; questo perché una delle funzioni di
Al ritorno della funzione lo stato di terminazione del figlio viene salvato
nella variabile puntata da \param{status} e tutte le risorse del kernel
-relative al processo (vedi \secref{sec:proc_termination}) vengono rilasciate.
+relative al processo (vedi sez.~\ref{sec:proc_termination}) vengono rilasciate.
Nel caso un processo abbia più figli il valore di ritorno (il \acr{pid} del
figlio) permette di identificare qual'è quello che è uscito.
Per questo motivo lo standard POSIX.1 ha introdotto la funzione
\funcd{waitpid} che effettua lo stesso servizio, ma dispone di una serie di
funzionalità più ampie, legate anche al controllo di sessione (si veda
-\secref{sec:sess_job_control}). Dato che è possibile ottenere lo stesso
+sez.~\ref{sec:sess_job_control}). Dato che è possibile ottenere lo stesso
comportamento di \func{wait} si consiglia di utilizzare sempre questa
funzione, il cui prototipo è:
\begin{functions}
possibilità si specificare un'opzione \const{WNOHANG} che ne previene il
blocco; inoltre \func{waitpid} può specificare in maniera flessibile quale
processo attendere, sulla base del valore fornito dall'argomento \param{pid},
-secondo lo specchietto riportato in \tabref{tab:proc_waidpid_pid}.
+secondo lo specchietto riportato in tab.~\ref{tab:proc_waidpid_pid}.
\begin{table}[!htb]
\centering
\hline
\hline
$<-1$& -- & attende per un figlio il cui \textit{process group} (vedi
- \secref{sec:sess_proc_group}) è uguale al
+ sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) è uguale al
valore assoluto di \param{pid}. \\
$-1$ & \const{WAIT\_ANY} & attende per un figlio qualsiasi, usata in
questa maniera è equivalente a \func{wait}.\\
come maschera binaria ottenuta con l'OR delle suddette costanti con zero.
In genere si utilizza \const{WUNTRACED} all'interno del controllo di sessione,
-(l'argomento è trattato in \secref{sec:sess_job_control}). In tal caso infatti
-la funzione ritorna, restituendone il \acr{pid}, quando c'è un processo figlio
-che è entrato in stato di sleep (vedi \tabref{tab:proc_proc_states}) e del
-quale non si è ancora letto lo stato (con questa stessa opzione). In Linux
-sono previste altre opzioni non standard relative al comportamento con i
-thread, che riprenderemo in \secref{sec:thread_xxx}.
+(l'argomento è trattato in sez.~\ref{sec:sess_job_control}). In tal caso
+infatti la funzione ritorna, restituendone il \acr{pid}, quando c'è un
+processo figlio che è entrato in stato di sleep (vedi
+tab.~\ref{tab:proc_proc_states}) e del quale non si è ancora letto lo stato
+(con questa stessa opzione). In Linux sono previste altre opzioni non standard
+relative al comportamento con i thread, che riprenderemo in
+sez.~\ref{sec:thread_xxx}.
La terminazione di un processo figlio è chiaramente un evento asincrono
rispetto all'esecuzione di un programma e può avvenire in un qualunque
momento. Per questo motivo, come accennato nella sezione precedente, una delle
azioni prese dal kernel alla conclusione di un processo è quella di mandare un
segnale di \const{SIGCHLD} al padre. L'azione predefinita (si veda
-\secref{sec:sig_base}) per questo segnale è di essere ignorato, ma la sua
+sez.~\ref{sec:sig_base}) per questo segnale è di essere ignorato, ma la sua
generazione costituisce il meccanismo di comunicazione asincrona con cui il
kernel avverte il processo padre che uno dei suoi figli è terminato.
\textit{zombie}\index{zombie}), per questo la modalità più usata per chiamare
queste funzioni è quella di utilizzarle all'interno di un \textit{signal
handler} (vedremo un esempio di come gestire \const{SIGCHLD} con i segnali
-in \secref{sec:sig_example}). In questo caso infatti, dato che il segnale è
+in sez.~\ref{sec:sig_example}). In questo caso infatti, dato che il segnale è
generato dalla terminazione di un figlio, avremo la certezza che la chiamata a
\func{wait} non si bloccherà.
\val{WIFEXITED} ha restituito un valore non nullo.\\
\macro{WIFSIGNALED(s)} & Vera se il processo figlio è terminato
in maniera anomala a causa di un segnale che non è stato catturato (vedi
- \secref{sec:sig_notification}).\\
+ 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.\\
Lo standard POSIX.1 definisce una serie di macro di preprocessore da usare per
analizzare lo stato di uscita. Esse sono definite sempre in
-\file{<sys/wait.h>} ed elencate in \tabref{tab:proc_status_macro} (si tenga
+\file{<sys/wait.h>} ed elencate in tab.~\ref{tab:proc_status_macro} (si tenga
presente che queste macro prendono come parametro la variabile di tipo
\ctyp{int} puntata da \param{status}).
Si tenga conto che nel caso di conclusione anomala il valore restituito da
\val{WTERMSIG} può essere confrontato con le costanti definite in
-\file{signal.h} ed elencate in \tabref{tab:sig_signal_list}, e stampato usando
-le apposite funzioni trattate in \secref{sec:sig_strsignal}.
+\file{signal.h} ed elencate in tab.~\ref{tab:sig_signal_list}, e stampato
+usando le apposite funzioni trattate in sez.~\ref{sec:sig_strsignal}.
\subsection{Le funzioni \func{wait3} e \func{wait4}}
\noindent
la struttura \struct{rusage} è definita in \file{sys/resource.h}, e viene
utilizzata anche dalla funzione \func{getrusage} (vedi
-\secref{sec:sys_resource_use}) per ottenere le risorse di sistema usate da un
-processo; la sua definizione è riportata in \figref{fig:sys_rusage_struct}.
+sez.~\ref{sec:sys_resource_use}) per ottenere le risorse di sistema usate da un
+processo; la sua definizione è riportata in fig.~\ref{fig:sys_rusage_struct}.
\subsection{Le funzioni \func{exec}}
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 \figref{fig:proc_exec_relat}), sono tutte un front-end a
+(come mostrato in fig.~\ref{fig:proc_exec_relat}), sono tutte un front-end a
\funcd{execve}. Il prototipo di quest'ultima è:
\begin{prototype}{unistd.h}
{int execve(const char *filename, char *const argv[], char *const envp[])}
\end{functions}
Per capire meglio le differenze fra le funzioni della famiglia si può fare
-riferimento allo specchietto riportato in \tabref{tab:proc_exec_scheme}. La
+riferimento allo specchietto riportato in tab.~\ref{tab:proc_exec_scheme}. La
prima differenza riguarda le modalità di passaggio dei parametri che poi
andranno a costituire gli argomenti a linea di comando (cioè i valori di
\param{argv} e \param{argc} visti dalla funzione \func{main} del programma
Con lo mnemonico \code{e} vengono indicate quelle funzioni che necessitano di
un vettore di parametri \var{envp[]} analogo a quello usato per gli argomenti
a riga di comando (terminato quindi da un \val{NULL}), le altre usano il
-valore della variabile \var{environ} (vedi \secref{sec:proc_environ}) del
+valore della variabile \var{environ} (vedi sez.~\ref{sec:proc_environ}) del
processo di partenza per costruire l'ambiente.
Oltre a mantenere lo stesso \acr{pid}, il nuovo programma fatto partire da
\item il \textit{process id} (\acr{pid}) ed il \textit{parent process id}
(\acr{ppid}).
\item l'\textsl{user-ID reale}, il \textit{group-ID reale} ed i
- \textsl{group-ID supplementari} (vedi \secref{sec:proc_access_id}).
+ \textsl{group-ID supplementari} (vedi sez.~\ref{sec:proc_access_id}).
\item il \textit{session id} (\acr{sid}) ed il \textit{process group-ID}
- (\acr{pgid}), vedi \secref{sec:sess_proc_group}.
-\item il terminale di controllo (vedi \secref{sec:sess_ctrl_term}).
-\item il tempo restante ad un allarme (vedi \secref{sec:sig_alarm_abort}).
+ (\acr{pgid}), vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}.
+\item il terminale di controllo (vedi sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}).
+\item il tempo restante ad un allarme (vedi sez.~\ref{sec:sig_alarm_abort}).
\item la directory radice e la directory di lavoro corrente (vedi
- \secref{sec:file_work_dir}).
+ sez.~\ref{sec:file_work_dir}).
\item la maschera di creazione dei file (\var{umask}, vedi
- \secref{sec:file_umask}) ed i \textit{lock} sui file (vedi
- \secref{sec:file_locking}).
+ sez.~\ref{sec:file_umask}) ed i \textit{lock} sui file (vedi
+ sez.~\ref{sec:file_locking}).
\item i segnali sospesi (\textit{pending}) e la maschera dei segnali (si veda
- \secref{sec:sig_sigmask}).
-\item i limiti sulle risorse (vedi \secref{sec:sys_resource_limit}).
+ sez.~\ref{sec:sig_sigmask}).
+\item i limiti sulle risorse (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
\item i valori delle variabili \var{tms\_utime}, \var{tms\_stime},
- \var{tms\_cutime}, \var{tms\_ustime} (vedi \secref{sec:sys_cpu_times}).
+ \var{tms\_cutime}, \var{tms\_ustime} (vedi sez.~\ref{sec:sys_cpu_times}).
\end{itemize*}
Inoltre i segnali che sono stati impostati per essere ignorati nel processo
gli altri segnali vengono impostati alla loro azione predefinita. Un caso
speciale è il segnale \const{SIGCHLD} che, quando impostato a
\const{SIG\_IGN}, può anche non essere reimpostato a \const{SIG\_DFL} (si veda
-\secref{sec:sig_gen_beha}).
+sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}).
La gestione dei file aperti dipende dal valore che ha il flag di
\textit{close-on-exec}\index{close-on-exec} (vedi anche
-\secref{sec:file_fcntl}) per ciascun file descriptor. I file per cui è
+sez.~\ref{sec:file_fcntl}) per ciascun file descriptor. I file per cui è
impostato vengono chiusi, tutti gli altri file restano aperti. Questo
significa che il comportamento predefinito è che i file restano aperti
attraverso una \func{exec}, a meno di una chiamata esplicita a \func{fcntl}
Per le directory, lo standard POSIX.1 richiede che esse vengano chiuse
attraverso una \func{exec}, in genere questo è fatto dalla funzione
-\func{opendir} (vedi \secref{sec:file_dir_read}) che effettua da sola
+\func{opendir} (vedi sez.~\ref{sec:file_dir_read}) che effettua da sola
l'impostazione del flag di \textit{close-on-exec}\index{close-on-exec} sulle
directory che apre, in maniera trasparente all'utente.
Abbiamo detto che l'\textsl{user-ID reale} ed il \textsl{group-ID reale}
restano gli stessi all'esecuzione di \func{exec}; lo stesso vale per
l'\textsl{user-ID effettivo} ed il \textsl{group-ID effettivo} (il significato
-di questi identificatori è trattato in \secref{sec:proc_access_id}), tranne
+di questi identificatori è trattato in sez.~\ref{sec:proc_access_id}), tranne
quando il file che si va ad eseguire abbia o il \acr{suid} bit o lo \acr{sgid}
bit impostato, in questo caso l'\textsl{user-ID effettivo} ed il
\textsl{group-ID effettivo} vengono impostati rispettivamente all'utente o al
-gruppo cui il file appartiene (per i dettagli vedi \secref{sec:proc_perms}).
+gruppo cui il file appartiene (per i dettagli vedi sez.~\ref{sec:proc_perms}).
Se il file da eseguire è in formato \emph{a.out} e necessita di librerie
condivise, viene lanciato il \textit{linker} dinamico \cmd{ld.so} prima del
\subsection{Gli identificatori del controllo di accesso}
\label{sec:proc_access_id}
-Come accennato in \secref{sec:intro_multiuser} il modello base\footnote{in
+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 \textit{capabilities}, le ACL per i file
o il \textit{Mandatory Access Control} di SELinux; inoltre basandosi sul
identificatori univoci, lo user-ID ed il group-ID; questi servono al kernel per
identificare uno specifico utente o un gruppo di utenti, per poi poter
controllare che essi siano autorizzati a compiere le operazioni richieste. Ad
-esempio in \secref{sec:file_access_control} vedremo come ad ogni file vengano
+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.
rispettivamente \textit{real} ed \textit{effective} (cioè \textsl{reali} ed
\textsl{effettivi}). Nel caso di Linux si aggiungono poi altri due gruppi, il
\textit{saved} (\textsl{salvati}) ed il \textit{filesystem} (\textsl{di
- filesystem}), secondo la situazione illustrata in \tabref{tab:proc_uid_gid}.
+ filesystem}), secondo la situazione illustrata in
+tab.~\ref{tab:proc_uid_gid}.
\begin{table}[htb]
\footnotesize
reale}: questi vengono impostati al login ai valori corrispondenti
all'utente con cui si accede al sistema (e relativo gruppo principale).
Servono per l'identificazione dell'utente e normalmente non vengono mai
-cambiati. In realtà vedremo (in \secref{sec:proc_setuid}) che è possibile
+cambiati. In realtà vedremo (in sez.~\ref{sec:proc_setuid}) che è possibile
modificarli, ma solo ad un processo che abbia i privilegi di amministratore;
questa possibilità è usata proprio dal programma \cmd{login} che, una volta
completata la procedura di autenticazione, lancia una shell per la quale
supplementari} dei gruppi dei quali l'utente fa parte). Questi sono invece
gli identificatori usati nella verifiche dei permessi del processo e per il
controllo di accesso ai file (argomento affrontato in dettaglio in
-\secref{sec:file_perm_overview}).
+sez.~\ref{sec:file_perm_overview}).
Questi identificatori normalmente sono identici ai corrispondenti del gruppo
\textit{real} tranne nel caso in cui, come accennato in
-\secref{sec:proc_exec}, il programma che si è posto in esecuzione abbia i bit
+sez.~\ref{sec:proc_exec}, il programma che si è posto in esecuzione abbia i bit
\acr{suid} o \acr{sgid} impostati (il significato di questi bit è affrontato
-in dettaglio in \secref{sec:file_suid_sgid}). In questo caso essi saranno
+in dettaglio in sez.~\ref{sec:file_suid_sgid}). In questo caso essi saranno
impostati all'utente e al gruppo proprietari del file. Questo consente, per
programmi in cui ci sia necessità, di dare a qualunque utente normale
privilegi o permessi di un altro (o dell'amministratore).
L'\textsl{user-ID di filesystem} e il \textsl{group-ID di filesystem} sono
un'estensione introdotta in Linux per rendere più sicuro l'uso di NFS
-(torneremo sull'argomento in \secref{sec:proc_setfsuid}). Essi sono una
+(torneremo sull'argomento in sez.~\ref{sec:proc_setfsuid}). Essi sono una
replica dei corrispondenti identificatori del gruppo \textit{effective}, ai
quali si sostituiscono per tutte le operazioni di verifica dei permessi
-relativi ai file (trattate in \secref{sec:file_perm_overview}). Ogni
+relativi ai file (trattate in sez.~\ref{sec:file_perm_overview}). Ogni
cambiamento effettuato sugli identificatori effettivi viene automaticamente
riportato su di essi, per cui in condizioni normali si può tranquillamente
ignorarne l'esistenza, in quanto saranno del tutto equivalenti ai precedenti.
Le due funzioni 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 \secref{sec:proc_access_id} in Linux esse
+\funcd{setgid}; come accennato in sez.~\ref{sec:proc_access_id} in Linux esse
seguono la semantica POSIX che prevede l'esistenza dell'\textit{user-ID
salvato} e del \textit{group-ID salvato}; i loro prototipi sono:
\begin{functions}
Come accennato l'uso principale di queste funzioni è quello di poter
consentire ad un programma con i bit \acr{suid} o \acr{sgid} impostati (vedi
-\secref{sec:file_suid_sgid}) di riportare l'\textsl{user-ID effettivo} a quello
-dell'utente che ha lanciato il programma, effettuare il lavoro che non
+sez.~\ref{sec:file_suid_sgid}) di riportare l'\textsl{user-ID effettivo} a
+quello dell'utente che ha lanciato il programma, effettuare il lavoro che non
necessita di privilegi aggiuntivi, ed eventualmente tornare indietro.
Come esempio per chiarire l'uso di queste funzioni prendiamo quello con cui
Questo comportamento è corretto per l'uso che ne fa \cmd{login} una volta che
crea una nuova shell per l'utente; ma quando si vuole cambiare soltanto
l'\textsl{user-ID effettivo} del processo per cedere i privilegi occorre
-ricorrere ad altre funzioni (si veda ad esempio \secref{sec:proc_seteuid}).
+ricorrere ad altre funzioni (si veda ad esempio sez.~\ref{sec:proc_seteuid}).
\subsection{Le funzioni \func{setreuid} e \func{setregid}}
\end{functions}
La due funzioni sono analoghe ed il loro comportamento è identico; quanto
-detto per la prima prima riguardo l'user-ID, si applica immediatamente alla
-seconda per il group-ID. I processi non privilegiati possono impostare solo i
-valori del loro user-ID effettivo o reale; valori diversi comportano il
-fallimento della chiamata; l'amministratore invece può specificare un valore
-qualunque. Specificando un argomento di valore -1 l'identificatore
-corrispondente verrà lasciato inalterato.
+detto per la prima riguardo l'user-ID, si applica immediatamente alla seconda
+per il group-ID. I processi non privilegiati possono impostare solo i valori
+del loro user-ID effettivo o reale; valori diversi comportano il fallimento
+della chiamata; l'amministratore invece può specificare un valore qualunque.
+Specificando un argomento di valore -1 l'identificatore corrispondente verrà
+lasciato inalterato.
Con queste funzioni si possono scambiare fra loro gli user-ID reale e
effettivo, e pertanto è possibile implementare un comportamento simile a
Anche queste funzioni sono un'estensione specifica di Linux, e non richiedono
nessun privilegio. I valori sono restituiti negli argomenti, che vanno
-specificati come puntatori (è un altro esempio di \textit{value result
- argument}). Si noti che queste funzioni sono le uniche in grado di leggere
-gli identificatori del gruppo \textit{saved}.
+specificati come puntatori (è un altro esempio di
+\index{\textit{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}.
\subsection{Le funzioni \func{setfsuid} e \func{setfsgid}}
Queste funzioni servono per impostare gli identificatori del gruppo
\textit{filesystem} che sono usati da Linux per il controllo dell'accesso ai
-file. Come già accennato in \secref{sec:proc_access_id} Linux definisce
+file. Come già accennato in sez.~\ref{sec:proc_access_id} Linux definisce
questo ulteriore gruppo di identificatori, che in circostanze normali sono
assolutamente equivalenti a quelli del gruppo \textit{effective}, dato che
ogni cambiamento di questi ultimi viene immediatamente riportato su di essi.
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
- \secref{sec:sys_sysconf}), leggendo il parametro
+ sez.~\ref{sec:sys_sysconf}), leggendo il parametro
\texttt{\_SC\_NGROUPS\_MAX}.} in aggiunta al gruppo primario; questi vengono
ereditati dal processo padre e possono essere cambiati con queste funzioni.
La funzione legge i gruppi supplementari dell'utente specificato da
\param{user}, eseguendo una scansione del database dei gruppi (si veda
-\secref{sec:sys_user_group}). Ritorna poi in \param{groups} la lista di quelli
-a cui l'utente appartiene. Si noti che \param{ngroups} è passato come
+sez.~\ref{sec:sys_user_group}). Ritorna poi in \param{groups} la lista di
+quelli a cui l'utente appartiene. Si noti che \param{ngroups} è passato come
puntatore perché, qualora il valore specificato sia troppo piccolo, la
funzione ritorna -1, passando indietro il numero dei gruppi trovati.
specificati nel vettore passato con l'argomento \param{list}, di dimensioni
date dall'argomento \param{size}. Il numero massimo di gruppi supplementari è
un parametro di sistema, che può essere ricavato con le modalità spiegate in
-\secref{sec:sys_characteristics}.
+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:
contrario di altri sistemi (che usano invece il cosiddetto \textit{cooperative
multitasking}) non sono i singoli processi, ma il kernel stesso a decidere
quando la CPU deve essere passata ad un altro processo. Come accennato in
-\secref{sec:proc_hierarchy} questa scelta viene eseguita da una sezione
+sez.~\ref{sec:proc_hierarchy} questa scelta viene eseguita da una sezione
apposita del kernel, lo \textit{scheduler}\index{scheduler}, il cui scopo è
quello di distribuire al meglio il tempo di CPU fra i vari processi.
Tutte queste possibilità sono caratterizzate da un diverso \textsl{stato} del
processo, in Linux un processo può trovarsi in uno degli stati riportati in
-\tabref{tab:proc_proc_states}; ma soltanto i processi che sono nello stato
+tab.~\ref{tab:proc_proc_states}; ma soltanto i processi che sono nello stato
\textit{runnable} concorrono per l'esecuzione. Questo vuol dire che, qualunque
sia la sua priorità, un processo non potrà mai essere messo in esecuzione
fintanto che esso si trova in uno qualunque degli altri stati.
abbia risultati significativi in termini di prestazioni.
Il meccanismo tradizionale di scheduling di Unix (che tratteremo in
-\secref{sec:proc_sched_stand}) è sempre stato basato su delle \textsl{priorità
- dinamiche}, in modo da assicurare che tutti i processi, anche i meno
-importanti, possano ricevere un po' di tempo di CPU. In sostanza quando un
-processo ottiene la CPU la sua priorità viene diminuita. In questo modo alla
-fine, anche un processo con priorità iniziale molto bassa, finisce per avere
-una priorità sufficiente per essere eseguito.
+sez.~\ref{sec:proc_sched_stand}) è sempre stato basato su delle
+\textsl{priorità dinamiche}, in modo da assicurare che tutti i processi, anche
+i meno importanti, possano ricevere un po' di tempo di CPU. In sostanza quando
+un processo ottiene la CPU la sua priorità viene diminuita. In questo modo
+alla fine, anche un processo con priorità iniziale molto bassa, finisce per
+avere una priorità sufficiente per essere eseguito.
Lo standard POSIX.1b però ha introdotto il concetto di \textsl{priorità
assoluta}, (chiamata anche \textsl{priorità statica}, in contrapposizione
eseguiti (cioè nello stato \textit{runnable}). La priorità assoluta viene in
genere indicata con un numero intero, ed un valore più alto comporta una
priorità maggiore. Su questa politica di scheduling torneremo in
-\secref{sec:proc_real_time}.
+sez.~\ref{sec:proc_real_time}.
In generale quello che succede in tutti gli Unix moderni è che ai processi
normali viene sempre data una priorità assoluta pari a zero, e la decisione di
La funzione permette, a seconda del valore di \param{which}, di leggere la
priorità di un processo, di un gruppo di processi (vedi
-\secref{sec:sess_proc_group}) o di un utente, specificando un corrispondente
-valore per \param{who} secondo la legenda di \tabref{tab:proc_getpriority}; un
-valore nullo di quest'ultimo indica il processo, il gruppo di processi o
+sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) o di un utente, specificando un corrispondente
+valore per \param{who} secondo la legenda di tab.~\ref{tab:proc_getpriority};
+un valore nullo di quest'ultimo indica il processo, il gruppo di processi o
l'utente correnti.
\begin{table}[htb]
\subsection{Il meccanismo di \textit{scheduling real-time}}
\label{sec:proc_real_time}
-Come spiegato in \secref{sec:proc_sched} lo standard POSIX.1b ha introdotto le
-priorità assolute per permettere la gestione di processi real-time. In realtà
-nel caso di Linux non si tratta di un vero hard real-time, in quanto in
+Come spiegato in sez.~\ref{sec:proc_sched} lo standard POSIX.1b ha introdotto
+le priorità assolute per permettere la gestione di processi real-time. In
+realtà nel caso di Linux non si tratta di un vero hard real-time, in quanto in
presenza di eventuali interrupt il kernel interrompe l'esecuzione di un
processo qualsiasi sia la sua priorità,\footnote{questo a meno che non si
siano installate le patch di RTLinux, RTAI o Adeos, con i quali è possibile
più elevata di un \textit{interrupt handler}.} mentre con l'incorrere in un
page fault\index{page fault} si possono avere ritardi non previsti. Se
l'ultimo problema può essere aggirato attraverso l'uso delle funzioni di
-controllo della memoria virtuale (vedi \secref{sec:proc_mem_lock}), il primo
+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.
La funzione esegue l'impostazione per il processo specificato dall'argomento
\param{pid}; un valore nullo esegue l'impostazione per il processo corrente.
La politica di scheduling è specificata dall'argomento \param{policy} i cui
-possibili valori sono riportati in \tabref{tab:proc_sched_policy}; un valore
+possibili valori sono riportati in tab.~\ref{tab:proc_sched_policy}; un valore
negativo per \param{policy} mantiene la politica di scheduling corrente.
Solo un processo con i privilegi di amministratore può impostare priorità
assolute diverse da zero o politiche \const{SCHED\_FIFO} e \const{SCHED\_RR}.
\end{table}
Il valore della priorità è passato attraverso la struttura
-\struct{sched\_param} (riportata in \figref{fig:sig_sched_param}), il cui solo
-campo attualmente definito è \var{sched\_priority}, che nel caso delle
+\struct{sched\_param} (riportata in fig.~\ref{fig:sig_sched_param}), il cui
+solo campo attualmente definito è \var{sched\_priority}, che nel caso delle
priorità assolute deve essere specificato nell'intervallo fra un valore
massimo ed uno minimo, che nel caso sono rispettivamente 1 e 99 (il valore
zero è legale, ma indica i processi normali).
\end{prototype}
La funzione restituisce il valore (secondo quanto elencato in
-\tabref{tab:proc_sched_policy}) della politica di scheduling per il processo
+tab.~\ref{tab:proc_sched_policy}) della politica di scheduling per il processo
specificato; se \param{pid} è nullo viene restituito quello del processo
chiamante.
La funzione restituisce il valore dell'intervallo di tempo usato per la
politica \textit{round robin} in una struttura \struct{timespec}, (la cui
-definizione si può trovare in \figref{fig:sys_timeval_struct}).
+definizione si può trovare in fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}).
Come accennato ogni processo che usa lo scheduling real-time può rilasciare
altro processo o dalla ricezione di un segnale; occorre pertanto essere
accorti nei confronti delle possibili
\textit{race condition}\index{race condition} (vedi
-\secref{sec:proc_race_cond}) derivanti da operazioni interrotte in una fase in
-cui non erano ancora state completate.
+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
-\capref{cha:IPC}) o nelle operazioni con i file (vedremo alcuni esempi in
-\secref{sec:file_atomic}). In questi casi in genere l'uso delle appropriate
+cap.~\ref{cha:IPC}) o nelle operazioni con i file (vedremo alcuni esempi in
+sez.~\ref{sec:file_atomic}). In questi casi in genere l'uso delle appropriate
funzioni di libreria per compiere le operazioni necessarie è garanzia
sufficiente di atomicità in quanto le system call con cui esse sono realizzate
non possono essere interrotte (o subire interferenze pericolose) da altri
sono compiute nello stesso spazio di indirizzi del processo. Per questo, anche
il solo accesso o l'assegnazione di una variabile possono non essere più
operazioni atomiche (torneremo su questi aspetti in
-\secref{sec:sig_control}).
+sez.~\ref{sec:sig_control}).
In questo caso il sistema provvede un tipo di dato, il \type{sig\_atomic\_t},
il cui accesso è assicurato essere atomico. In pratica comunque si può
codice in cui si compiono le operazioni sulle risorse condivise (le cosiddette
\textsl{sezioni critiche}\index{sezioni critiche}) del programma, siano
opportunamente protette da meccanismi di sincronizzazione (torneremo su queste
-problematiche di questo tipo in \capref{cha:IPC}).
+problematiche di questo tipo in cap.~\ref{cha:IPC}).
Un caso particolare di \textit{race condition}\index{race condition} sono poi
i cosiddetti \textit{deadlock}\index{deadlock}, particolarmente gravi in
diventerà perpetua (da cui il nome di \textit{deadlock}\index{deadlock}).
In tutti questi casi è di fondamentale importanza il concetto di atomicità
-visto in \secref{sec:proc_atom_oper}; questi problemi infatti possono essere
+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.
projects / gapil.git / blobdiff