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%% Free Software Foundation; with the Invariant Sections being "Prefazione",
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}, assengnato 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.
Il kernel mantiene una tabella dei processi attivi, la cosiddetta
-\textit{process table}; per ciascun processo viene mantenuta una voce nella
-tabella dei processi costituita da una struttura \struct{task\_struct}, che
-contiene tutte le informazioni rilevanti per quel processo. Tutte le strutture
-usate a questo scopo sono dichiarate nell'header file \file{linux/sched.h}, ed
-uno schema semplificato, che riporta la struttura delle principali informazioni
-contenute nella \struct{task\_struct} (che in seguito incontreremo a più
-riprese), è mostrato in \figref{fig:proc_task_struct}.
+\textit{process table}; per ciascun processo viene mantenuta una voce,
+costituita da una struttura \struct{task\_struct}, nella tabella dei processi
+che contiene tutte le informazioni rilevanti per quel processo. Tutte le
+strutture usate a questo scopo sono dichiarate nell'header file
+\file{linux/sched.h}, ed uno schema semplificato, che riporta la struttura
+delle principali informazioni contenute nella \struct{task\_struct} (che in
+seguito incontreremo a più riprese), è mostrato in
+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.
\subsection{Una panoramica sulle funzioni fondamentali}
\label{sec:proc_handling_intro}
-I processi vengono creati dalla funzione \func{fork}; in molti unix questa è
-una system call, Linux però usa un'altra nomenclatura, e la funzione
-\func{fork} è basata a sua volta sulla system call \func{\_\_clone}, che viene
-usata anche per generare i \textit{thread}. Il processo figlio creato dalla
-\func{fork} è una copia identica del processo processo padre, ma ha 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}).
+In un sistema unix-like i processi vengono sempre creati da altri processi
+tramite la funzione \func{fork}; il nuovo processo (che viene chiamato
+\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 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 programma che un processo sta eseguendo si chiama immagine del processo (o
\textit{process image}), le funzioni della famiglia \func{exec} permettono di
-caricare un'altro programma da disco sostituendo quest'ultimo all'immagine
+caricare un altro programma da disco sostituendo quest'ultimo all'immagine
corrente; questo fa sì che l'immagine precedente venga completamente
cancellata. Questo significa che quando il nuovo programma termina, anche il
processo termina, e non si può tornare alla precedente immagine.
\label{sec:proc_pid}
Come accennato nell'introduzione, ogni processo viene identificato dal sistema
-da un numero identificativo univoco, il \textit{process id} o \acr{pid};
+da un numero identificativo univoco, il \textit{process ID} o \acr{pid};
quest'ultimo è un tipo di dato standard, il \type{pid\_t} che in genere è un
intero con segno (nel caso di Linux e delle \acr{glibc} il tipo usato è
\ctyp{int}).
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 dal direttamente dal kernel. Per questo motivo, come
-visto in \secref{sec:proc_hierarchy}, il processo di avvio (\cmd{init}) ha
-sempre il \acr{pid} uguale a uno.
+ \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
-\textit{parent process id}). Questi due identificativi possono essere
+\textit{parent process ID}). Questi due identificativi possono essere
ottenuti usando le due funzioni \funcd{getpid} e \funcd{getppid}, i cui
prototipi sono:
\begin{functions}
\bodydesc{Entrambe le funzioni non riportano condizioni di errore.}
\end{functions}
\noindent esempi dell'uso di queste funzioni sono riportati in
-\figref{fig:proc_fork_code}, nel programma di esempio \file{ForkTest.c}.
+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}}
zero al figlio; ritorna -1 al padre (senza creare il figlio) in caso di
errore; \var{errno} può assumere i valori:
\begin{errlist}
- \item[\errcode{EAGAIN}] non ci sono risorse sufficienti per creare un'altro
+ \item[\errcode{EAGAIN}] non ci sono risorse sufficienti per creare un altro
processo (per allocare la tabella delle pagine e le strutture del task) o
si è esaurito il numero di processi disponibili.
\item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare la memoria per le
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 seccessiva alla \func{fork}; il processo figlio è però una
+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]
- \footnotesize
- \begin{lstlisting}{}
-#include <errno.h> /* error definitions and routines */
-#include <stdlib.h> /* C standard library */
-#include <unistd.h> /* unix standard library */
-#include <stdio.h> /* standard I/O library */
-#include <string.h> /* string functions */
-
-/* Help printing routine */
-void usage(void);
-
-int main(int argc, char *argv[])
-{
-/*
- * Variables definition
- */
- int nchild, i;
- pid_t pid;
- int wait_child = 0;
- int wait_parent = 0;
- int wait_end = 0;
- ... /* handling options */
- nchild = atoi(argv[optind]);
- printf("Test for forking %d child\n", nchild);
- /* loop to fork children */
- for (i=0; i<nchild; i++) {
- if ( (pid = fork()) < 0) {
- /* on error exit */
- printf("Error on %d child creation, %s\n", i+1, strerror(errno));
- exit(-1);
- }
- if (pid == 0) { /* child */
- printf("Child %d successfully executing\n", ++i);
- if (wait_child) sleep(wait_child);
- printf("Child %d, parent %d, exiting\n", i, getppid());
- exit(0);
- } else { /* parent */
- printf("Spawned %d child, pid %d \n", i+1, pid);
- if (wait_parent) sleep(wait_parent);
- printf("Go to next child \n");
- }
- }
- /* normal exit */
- if (wait_end) sleep(wait_end);
- return 0;
-}
- \end{lstlisting}
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{15cm}
+ \includecodesample{listati/ForkTest.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
\caption{Esempio di codice per la creazione di nuovi processi.}
\label{fig:proc_fork_code}
\end{figure}
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
alla conclusione del ciclo, prima di uscire, può essere specificato un altro
periodo di attesa.
-Se eseguiamo il comando senza specificare attese (come si può notare in
-\texttt{\small 17--19} i valori predefiniti specificano di non attendere),
-otterremo come output sul terminale:
+Se eseguiamo il comando\footnote{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 predefiniti specificano di non attendere), otterremo come output sul
+terminale:
\footnotesize
\begin{verbatim}
-[piccardi@selidor sources]$ ./forktest 3
+[piccardi@selidor sources]$ export LD_LIBRARY_PATH=./; ./forktest 3
Process 1963: forking 3 child
Spawned 1 child, pid 1964
Child 1 successfully executing
(fino alla conclusione) e poi il padre.
In generale l'ordine di esecuzione dipenderà, oltre che dall'algoritmo di
-scheduling usato dal kernel, dalla particolare situazione in si trova la
+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
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).
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,
+L'esempio ci mostra un altro aspetto fondamentale dell'interazione con i file,
valido anche per l'esempio precedente, ma meno evidente: il fatto cioè che non
solo processi diversi possono scrivere in contemporanea sullo stesso file
(l'argomento della condivisione dei file è trattato in dettaglio in
-\secref{sec:file_sharing}), ma anche che, a differenza di quanto avviene per
+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.
Quello che succede è che quando lo standard output del padre viene rediretto,
lo stesso avviene anche per tutti i figli; la funzione \func{fork} infatti ha
-la caratteristica di duplicare (allo stesso modo in cui lo fa la funzione
-\func{dup}, trattata in \secref{sec:file_dup}) nei figli tutti i file
-descriptor aperti nel padre, il che comporta che padre e figli condividono le
+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
+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}) e 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}).
-\item gli identificatori per il controllo di accesso: l'\textsl{userid reale},
- il \textsl{groupid reale}, l'\textsl{userid effettivo}, il \textsl{groupid
- effettivo} ed i \textit{groupid supplementari} (vedi
- \secref{sec:proc_access_id}).
+ 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
+ sez.~\ref{sec:proc_access_id}).
\item gli identificatori per il controllo di sessione: il \textit{process
- groupid} e il \textit{session id} ed il terminale di controllo (vedi
- \secref{sec:sess_proc_group}).
+ 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
- \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.\\
\macro{WCOREDUMP(s)} & Vera se il processo terminato ha generato un
file si \textit{core dump}. Può essere valutata solo se
- \val{WIFSIGNALED} ha restituito un valore non nullo.\footnote{questa
- macro non è definita dallo standard POSIX.1, ma è presente come estensione
- sia in Linux che in altri Unix.}\\
+ \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 avendo specificato
l'opzione \const{WUNTRACED}. \\
\label{tab:proc_status_macro}
\end{table}
+\footnotetext{questa macro non è definita dallo standard POSIX.1, ma è
+ presente come estensione sia in Linux che in altri Unix.}
+
Entrambe le funzioni di attesa restituiscono lo stato di terminazione del
processo tramite il puntatore \param{status} (se non interessa memorizzare lo
stato si può passare un puntatore nullo). Il valore restituito da entrambe le
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[])}
\begin{errlist}
\item[\errcode{EACCES}] il file non è eseguibile, oppure il filesystem è
montato in \cmd{noexec}, oppure non è un file regolare o un interprete.
- \item[\errcode{EPERM}] il file ha i bit \acr{suid} o \acr{sgid}, l'utente non
- è root, e o il processo viene tracciato, o il filesystem è montato con
+ \item[\errcode{EPERM}] il file ha i bit \acr{suid} o \acr{sgid}, l'utente
+ non è root, il processo viene tracciato, o il filesystem è montato con
l'opzione \cmd{nosuid}.
\item[\errcode{ENOEXEC}] il file è in un formato non eseguibile o non
riconosciuto come tale, o compilato per un'altra architettura.
\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
Nel secondo caso le stringhe degli argomenti sono passate alla funzione come
lista di puntatori, nella forma:
-\begin{lstlisting}[labelstep=0,frame=,indent=1cm]{}
- char *arg0, char *arg1, ..., char *argn, NULL
-\end{lstlisting}
+\includecodesnip{listati/char_list.c}
che deve essere terminata da un puntatore nullo. In entrambi i casi vale la
convenzione che il primo argomento (\var{arg0} o \var{argv[0]}) viene usato
per indicare il nome del file che contiene il programma che verrà eseguito.
specifica il programma che si vuole eseguire. Con lo mnemonico \code{p} si
indicano le due funzioni che replicano il comportamento della shell nello
specificare il comando da eseguire; quando il parametro \param{file} non
-contiene una \file{/} esso viene considerato come un nome di programma, e
+contiene una ``\file{/}'' esso viene considerato come un nome di programma, e
viene eseguita automaticamente una ricerca fra i file presenti nella lista di
directory specificate dalla variabile di ambiente \var{PATH}. Il file che
viene posto in esecuzione è il primo che viene trovato. Se si ha un errore
\begin{figure}[htb]
\centering
- \includegraphics[width=15cm]{img/exec_rel}
+ \includegraphics[width=16cm]{img/exec_rel}
\caption{La interrelazione fra le sei funzioni della famiglia \func{exec}.}
\label{fig:proc_exec_relat}
\end{figure}
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
\begin{itemize*}
\item il \textit{process id} (\acr{pid}) ed il \textit{parent process id}
(\acr{ppid}).
-\item l'\textsl{userid reale}, il \textit{groupid reale} ed i \textsl{groupid
- supplementari} (vedi \secref{sec:proc_access_id}).
-\item il \textit{session id} (\acr{sid}) ed il \textit{process groupid}
- (\acr{pgid}), vedi \secref{sec:sess_proc_group}.
-\item il terminale di controllo (vedi \secref{sec:sess_ctrl_term}).
-\item il tempo restante ad un allarme (vedi \secref{sec:sig_alarm_abort}).
+\item l'\textsl{user-ID reale}, il \textit{group-ID reale} ed i
+ \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 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{userid reale} ed il \textsl{groupid reale} restano
-gli stessi all'esecuzione di \func{exec}; lo stesso vale per l'\textsl{userid
- effettivo} ed il \textsl{groupid effettivo} (il significato di questi
-identificatori è trattato in \secref{sec:proc_access_id}), tranne quando il
-file che si va ad eseguire abbia o il \acr{suid} bit o lo \acr{sgid} bit
-impostato, in questo caso l'\textsl{userid effettivo} ed il \textsl{groupid
- effettivo} vengono impostati rispettivamente all'utente o al gruppo cui il
-file appartiene (per i dettagli vedi \secref{sec:proc_perms}).
+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 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 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
\acr{libc5}, e \file{/lib/ld-linux.so.2} per programmi linkati con le
\acr{glibc}. Infine nel caso il file sia uno script esso deve iniziare con
una linea nella forma \cmd{\#!/path/to/interpreter} dove l'interprete indicato
-deve esse un valido programma (binario, non un altro script) che verrà
-chiamato come se si fosse eseguito il comando \cmd{interpreter [arg]
+deve esse un programma valido (binario, non un altro script) che verrà
+chiamato come se si fosse eseguito il comando \cmd{interpreter [argomenti]
filename}.
Con la famiglia delle \func{exec} si chiude il novero delle funzioni su cui è
\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
lavoro effettuato con SELinux, a partire dal kernel 2.5.x, è iniziato lo
sviluppo di una infrastruttura di sicurezza, il \textit{Linux Security
- Modules}, ol LSM, in grado di fornire diversi agganci a livello del kernel
+ Modules}, o LSM, in grado di fornire diversi agganci a livello del kernel
per modularizzare tutti i possibili controlli di accesso.} di sicurezza di
un sistema unix-like è fondato sui concetti di utente e gruppo, e sulla
separazione fra l'amministratore (\textsl{root}, detto spesso anche
%notevole flessibilità,
Abbiamo già accennato come il sistema associ ad ogni utente e gruppo due
-identificatori univoci, lo userid ed il groupid; questi servono al kernel per
+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
& \textbf{Significato} \\
\hline
\hline
- \acr{uid} & \textit{real} & \textsl{userid reale}
+ \acr{uid} & \textit{real} & \textsl{user-ID reale}
& indica l'utente che ha lanciato il programma\\
- \acr{gid} & '' &\textsl{groupid reale}
+ \acr{gid} & '' &\textsl{group-ID reale}
& indica il gruppo principale dell'utente che ha lanciato
il programma \\
\hline
- \acr{euid} & \textit{effective} &\textsl{userid effettivo}
+ \acr{euid} & \textit{effective} &\textsl{user-ID effettivo}
& indica l'utente usato nel controllo di accesso \\
- \acr{egid} & '' & \textsl{groupid effettivo}
+ \acr{egid} & '' & \textsl{group-ID effettivo}
& indica il gruppo usato nel controllo di accesso \\
- -- & -- & \textsl{groupid supplementari}
+ -- & -- & \textsl{group-ID supplementari}
& indicano gli ulteriori gruppi cui l'utente appartiene \\
\hline
- -- & \textit{saved} & \textsl{userid salvato}
+ -- & \textit{saved} & \textsl{user-ID salvato}
& è una copia dell'\acr{euid} iniziale\\
- -- & '' & \textsl{groupid salvato}
+ -- & '' & \textsl{group-ID salvato}
& è una copia dell'\acr{egid} iniziale \\
\hline
- \acr{fsuid} & \textit{filesystem} &\textsl{userid di filesystem}
+ \acr{fsuid} & \textit{filesystem} &\textsl{user-ID di filesystem}
& indica l'utente effettivo per l'accesso al filesystem \\
- \acr{fsgid} & '' & \textsl{groupid di filesystem}
+ \acr{fsgid} & '' & \textsl{group-ID di filesystem}
& indica il gruppo effettivo per l'accesso al filesystem \\
\hline
\end{tabular}
\label{tab:proc_uid_gid}
\end{table}
-Al primo gruppo appartengono l'\textsl{userid reale} ed il \textsl{groupid
+Al primo gruppo appartengono l'\textsl{user-ID reale} ed il \textsl{group-ID
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
imposta questi identificatori ai valori corrispondenti all'utente che entra
nel sistema.
-Al secondo gruppo appartengono lo \textsl{userid effettivo} ed il
-\textsl{groupid effettivo} (a cui si aggiungono gli eventuali \textsl{groupid
+Al secondo gruppo appartengono lo \textsl{user-ID effettivo} ed il
+\textsl{group-ID effettivo} (a cui si aggiungono gli eventuali \textsl{group-ID
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).
+privilegi o permessi di un altro (o dell'amministratore).
Come nel caso del \acr{pid} e del \acr{ppid}, anche tutti questi
-identificatori possono essere letti attraverso le opportune funzioni:
+identificatori possono essere letti attraverso le rispettive funzioni:
\funcd{getuid}, \funcd{geteuid}, \funcd{getgid} e \funcd{getegid}, i loro
prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}
- \funcdecl{uid\_t getuid(void)} Restituisce l'\textsl{userid reale} del
+ \funcdecl{uid\_t getuid(void)} Restituisce l'\textsl{user-ID reale} del
processo corrente.
- \funcdecl{uid\_t geteuid(void)} Restituisce l'\textsl{userid effettivo} del
+ \funcdecl{uid\_t geteuid(void)} Restituisce l'\textsl{user-ID effettivo} del
processo corrente.
- \funcdecl{gid\_t getgid(void)} Restituisce il \textsl{groupid reale} del
+ \funcdecl{gid\_t getgid(void)} Restituisce il \textsl{group-ID reale} del
processo corrente.
- \funcdecl{gid\_t getegid(void)} Restituisce il \textsl{groupid effettivo}
+ \funcdecl{gid\_t getegid(void)} Restituisce il \textsl{group-ID effettivo}
del processo corrente.
\bodydesc{Queste funzioni non riportano condizioni di errore.}
per i quali erano richiesti, e a poterli eventualmente recuperare in caso
servano di nuovo.
-Questo in Linux viene fatto usando altri gli altri due gruppi di
-identificatori, il \textit{saved} ed il \textit{filesystem}. Il primo gruppo è
-lo stesso usato in SVr4, e previsto dallo standard POSIX quando è definita la
-costante \macro{\_POSIX\_SAVED\_IDS},\footnote{in caso si abbia a cuore la
- portabilità del programma su altri Unix è buona norma controllare sempre la
+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
+\macro{\_POSIX\_SAVED\_IDS},\footnote{in caso si abbia a cuore la portabilità
+ del programma su altri Unix è buona norma controllare sempre la
disponibilità di queste funzioni controllando se questa costante è
definita.} il secondo gruppo è specifico di Linux e viene usato per
migliorare la sicurezza con NFS.
-L'\textsl{userid salvato} ed il \textsl{groupid salvato} sono copie
-dell'\textsl{userid effettivo} e del \textsl{groupid effettivo} del processo
+L'\textsl{user-ID salvato} ed il \textsl{group-ID salvato} sono copie
+dell'\textsl{user-ID effettivo} e del \textsl{group-ID effettivo} del processo
padre, e vengono impostati dalla funzione \func{exec} all'avvio del processo,
-come copie dell'\textsl{userid effettivo} e del \textsl{groupid effettivo}
-dopo che questo sono stati impostati tenendo conto di eventuali \acr{suid} o
+come copie dell'\textsl{user-ID effettivo} e del \textsl{group-ID effettivo}
+dopo che questi sono stati impostati tenendo conto di eventuali \acr{suid} o
\acr{sgid}. Essi quindi consentono di tenere traccia di quale fossero utente
e gruppo effettivi all'inizio dell'esecuzione di un nuovo programma.
-L'\textsl{userid di filesystem} e il \textsl{groupid di filesystem} sono
+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
-seguono la semantica POSIX che prevede l'esistenza dell'\textit{userid
- salvato} e del \textit{groupid salvato}; i loro prototipi sono:
+\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}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}
-\funcdecl{int setuid(uid\_t uid)} Imposta l'\textsl{userid} del processo
+\funcdecl{int setuid(uid\_t uid)} Imposta l'\textsl{user-ID} del processo
corrente.
-\funcdecl{int setgid(gid\_t gid)} Imposta il \textsl{groupid} del processo
+\funcdecl{int setgid(gid\_t gid)} Imposta il \textsl{group-ID} del processo
corrente.
\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
Il funzionamento di queste due funzioni è analogo, per cui considereremo solo
la prima; la seconda si comporta esattamente allo stesso modo facendo
-riferimento al \textsl{groupid} invece che all'\textsl{userid}. Gli
-eventuali \textsl{groupid supplementari} non vengono modificati.
+riferimento al \textsl{group-ID} invece che all'\textsl{user-ID}. Gli
+eventuali \textsl{group-ID supplementari} non vengono modificati.
L'effetto della chiamata è diverso a seconda dei privilegi del processo; se
-l'\textsl{userid effettivo} è zero (cioè è quello dell'amministratore di
+l'\textsl{user-ID 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'\textsl{userid effettivo}, e soltanto se il
-valore specificato corrisponde o all'\textsl{userid reale} o
-all'\textsl{userid salvato}. Negli altri casi viene segnalato un errore (con
+altrimenti viene impostato solo l'\textsl{user-ID effettivo}, e soltanto se il
+valore specificato corrisponde o all'\textsl{user-ID reale} o
+all'\textsl{user-ID 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 \acr{suid} o \acr{sgid} impostati (vedi
-\secref{sec:file_suid_sgid}) di riportare l'\textsl{userid effettivo} a quello
-dell'utente che ha lanciato il programma, effettuare il lavoro che non
+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
situazione degli identificatori è la seguente:
\begin{eqnarray*}
\label{eq:1}
- \textsl{groupid reale} &=& \textrm{\acr{gid} (del chiamante)} \\
- \textsl{groupid effettivo} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
- \textsl{groupid salvato} &=& \textrm{\acr{utmp}}
+ \textsl{group-ID reale} &=& \textrm{\acr{gid} (del chiamante)} \\
+ \textsl{group-ID effettivo} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
+ \textsl{group-ID salvato} &=& \textrm{\acr{utmp}}
\end{eqnarray*}
-in questo modo, dato che il \textsl{groupid effettivo} è quello giusto, il
+in questo modo, dato che il \textsl{group-ID effettivo} è quello giusto, il
programma può accedere a \file{/var/log/utmp} in scrittura ed aggiornarlo. A
questo punto il programma può eseguire una \code{setgid(getgid())} per
-impostare il \textsl{groupid effettivo} a quello dell'utente (e dato che il
-\textsl{groupid reale} corrisponde la funzione avrà successo), in questo modo
+impostare il \textsl{group-ID effettivo} a quello dell'utente (e dato che il
+\textsl{group-ID reale} corrisponde la funzione avrà successo), in questo modo
non sarà possibile lanciare dal terminale programmi che modificano detto file,
in tal caso infatti la situazione degli identificatori sarebbe:
\begin{eqnarray*}
\label{eq:2}
- \textsl{groupid reale} &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)} \\
- \textsl{groupid effettivo} &=& \textrm{\acr{gid}} \\
- \textsl{groupid salvato} &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
+ \textsl{group-ID reale} &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)} \\
+ \textsl{group-ID effettivo} &=& \textrm{\acr{gid}} \\
+ \textsl{group-ID salvato} &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
\end{eqnarray*}
e ogni processo lanciato dal terminale avrebbe comunque \acr{gid} come
-\textsl{groupid effettivo}. All'uscita dal terminale, per poter di nuovo
+\textsl{group-ID effettivo}. All'uscita dal terminale, per poter di nuovo
aggiornare lo stato di \file{/var/log/utmp} il programma eseguirà una
\code{setgid(utmp)} (dove \var{utmp} è il valore numerico associato al gruppo
\acr{utmp}, ottenuto ad esempio con una precedente \func{getegid}), dato che
-in questo caso il valore richiesto corrisponde al \textsl{groupid salvato} la
+in questo caso il valore richiesto corrisponde al \textsl{group-ID salvato} la
funzione avrà successo e riporterà la situazione a:
\begin{eqnarray*}
\label{eq:3}
- \textsl{groupid reale} &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)} \\
- \textsl{groupid effettivo} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
- \textsl{groupid salvato} &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
+ \textsl{group-ID reale} &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)} \\
+ \textsl{group-ID effettivo} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
+ \textsl{group-ID salvato} &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
\end{eqnarray*}
consentendo l'accesso a \file{/var/log/utmp}.
Occorre però tenere conto che tutto questo non è possibile con un processo con
-i privilegi di root, in tal caso infatti l'esecuzione una \func{setuid}
-comporta il cambiamento di tutti gli identificatori associati al processo,
-rendendo impossibile riguadagnare i privilegi di amministratore. Questo
-comportamento è corretto per l'uso che ne fa \cmd{login} una volta che crea
-una nuova shell per l'utente; ma quando si vuole cambiare soltanto
-l'\textsl{userid effettivo} del processo per cedere i privilegi occorre
-ricorrere ad altre funzioni (si veda ad esempio \secref{sec:proc_seteuid}).
+i privilegi di amministratore, in tal caso infatti l'esecuzione di una
+\func{setuid} comporta il cambiamento di tutti gli identificatori associati al
+processo, rendendo impossibile riguadagnare i privilegi di amministratore.
+Questo comportamento è corretto per l'uso che ne fa \cmd{login} una volta che
+crea una nuova shell per l'utente; ma quando si vuole cambiare soltanto
+l'\textsl{user-ID effettivo} del processo per cedere i privilegi occorre
+ricorrere ad altre funzioni (si veda ad esempio sez.~\ref{sec:proc_seteuid}).
-\subsection{Le funzioni \funcd{setreuid} e \funcd{setresuid}}
+\subsection{Le funzioni \func{setreuid} e \func{setregid}}
\label{sec:proc_setreuid}
-Queste due funzioni derivano da BSD che, non supportando\footnote{almeno fino
- alla versione 4.3+BSD TODO, FIXME verificare e aggiornare la nota.} gli
-identificatori del gruppo \textit{saved}, le usa per poter scambiare fra di
-loro \textit{effective} e \textit{real}. I loro prototipi sono:
+Le due funzioni \funcd{setreuid} e \funcd{setregid} derivano da BSD che, non
+supportando\footnote{almeno fino alla versione 4.3+BSD TODO, FIXME verificare
+ e aggiornare la nota.} gli identificatori del gruppo \textit{saved}, le usa
+per poter scambiare fra di loro \textit{effective} e \textit{real}. I
+rispettivi prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}
-\funcdecl{int setreuid(uid\_t ruid, uid\_t euid)} Imposta l'\textsl{userid
- reale} e l'\textsl{userid effettivo} del processo corrente ai valori
+\funcdecl{int setreuid(uid\_t ruid, uid\_t euid)} Imposta l'\textsl{user-ID
+ reale} e l'\textsl{user-ID effettivo} del processo corrente ai valori
specificati da \param{ruid} e \param{euid}.
-\funcdecl{int setregid(gid\_t rgid, gid\_t egid)} Imposta il \textsl{groupid
- reale} ed il \textsl{groupid effettivo} del processo corrente ai valori
+\funcdecl{int setregid(gid\_t rgid, gid\_t egid)} Imposta il \textsl{group-ID
+ reale} ed il \textsl{group-ID effettivo} del processo corrente ai valori
specificati da \param{rgid} e \param{egid}.
\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
\end{functions}
La due funzioni sono analoghe ed il loro comportamento è identico; quanto
-detto per la prima prima riguardo l'userid, si applica immediatamente alla
-seconda per il groupid. I processi non privilegiati possono impostare solo i
-valori del loro userid effettivo o reale; valori diversi comportano il
-fallimento della chiamata; l'amministratore invece può specificare un valore
-qualunque. Specificando un argomento di valore -1 l'identificatore
-corrispondente verrà lasciato inalterato.
-
-Con queste funzioni si possono scambiare fra loro gli userid reale e
+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
quello visto in precedenza per \func{setgid}, cedendo i privilegi con un primo
scambio, e recuperandoli, eseguito il lavoro non privilegiato, con un secondo
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 userid reale privilegiato, che dovrà
+questo caso infatti essi avranno un user-ID 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'userid reale a quello effettivo) in
+prima della \func{exec} per uniformare l'user-ID reale a quello effettivo) in
caso contrario il nuovo programma potrebbe a sua volta effettuare uno scambio
e riottenere privilegi non previsti.
Lo stesso problema di propagazione dei privilegi ad eventuali processi figli
-si pone per l'userid salvato: questa funzione deriva da un'implementazione che
+si pone per l'user-ID salvato: questa funzione deriva da un'implementazione che
non ne prevede la presenza, e quindi non è possibile usarla per correggere la
situazione come nel caso precedente. Per questo motivo in Linux tutte le volte
-che si imposta un qualunque valore diverso da quello dall'userid reale
-corrente, l'userid salvato viene automaticamente uniformato al valore
-dell'userid effettivo.
+che si imposta un qualunque valore diverso da quello dall'user-ID reale
+corrente, l'user-ID salvato viene automaticamente uniformato al valore
+dell'user-ID effettivo.
-\subsection{Le funzioni \funcd{seteuid} e \funcd{setegid}}
+\subsection{Le funzioni \func{seteuid} e \func{setegid}}
\label{sec:proc_seteuid}
-Queste funzioni sono un'estensione allo standard POSIX.1 (ma sono comunque
-supportate dalla maggior parte degli Unix) e vengono usate per cambiare gli
-identificatori del gruppo \textit{effective}; i loro prototipi sono:
+Le due funzioni \funcd{seteuid} e \funcd{setegid} sono un'estensione allo
+standard POSIX.1 (ma sono comunque supportate dalla maggior parte degli Unix)
+e vengono usate per cambiare gli identificatori del gruppo \textit{effective};
+i loro prototipi sono:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}
-\funcdecl{int seteuid(uid\_t uid)} Imposta l'userid effettivo del processo
+\funcdecl{int seteuid(uid\_t uid)} Imposta l'user-ID effettivo del processo
corrente a \param{uid}.
-\funcdecl{int setegid(gid\_t gid)} Imposta il groupid effettivo del processo
+\funcdecl{int setegid(gid\_t gid)} Imposta il group-ID effettivo del processo
corrente a \param{gid}.
\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
\end{functions}
Come per le precedenti le due funzioni sono identiche, per cui tratteremo solo
-la prima. Gli utenti normali possono impostare l'userid effettivo solo al
-valore dell'userid reale o dell'userid salvato, l'amministratore può
+la prima. Gli utenti normali possono impostare l'user-ID effettivo solo al
+valore dell'user-ID reale o dell'user-ID salvato, l'amministratore può
specificare qualunque valore. Queste funzioni sono usate per permettere
-all'amministratore di impostare solo l'userid effettivo, dato che l'uso
+all'amministratore di impostare solo l'user-ID effettivo, dato che l'uso
normale di \func{setuid} comporta l'impostazione di tutti gli identificatori.
-\subsection{Le funzioni \funcd{setresuid} e \funcd{setresgid}}
+\subsection{Le funzioni \func{setresuid} e \func{setresgid}}
\label{sec:proc_setresuid}
-Queste due funzioni sono un'estensione introdotta in Linux dal kernel 2.1.44,
-e permettono un completo controllo su tutti gli identificatori (\textit{real},
-\textit{effective} e \textit{saved}), i prototipi sono:
+Le due funzioni \funcd{setresuid} e \funcd{setresgid} sono un'estensione
+introdotta in Linux,\footnote{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:
\begin{functions}
\headdecl{unistd.h}
\headdecl{sys/types.h}
\funcdecl{int setresuid(uid\_t ruid, uid\_t euid, uid\_t suid)} Imposta
-l'userid reale, l'userid effettivo e l'userid salvato del processo corrente ai
-valori specificati rispettivamente da \param{ruid}, \param{euid} e
+l'user-ID reale, l'user-ID effettivo e l'user-ID salvato del processo corrente
+ai valori specificati rispettivamente da \param{ruid}, \param{euid} e
\param{suid}.
\funcdecl{int setresgid(gid\_t rgid, gid\_t egid, gid\_t sgid)} Imposta il
-groupid reale, il groupid effettivo ed il groupid salvato del processo
+group-ID reale, il group-ID effettivo ed il group-ID salvato del processo
corrente ai valori specificati rispettivamente da \param{rgid}, \param{egid} e
\param{sgid}.
di fallimento: l'unico errore è \errval{EPERM}.}
\end{functions}
-Le due funzioni sono identiche, quanto detto per la prima riguardo gli userid
-si applica alla seconda per i groupid. I processi non privilegiati possono
-cambiare uno qualunque degli userid solo ad un valore corripondente o
-all'userid reale, o a quello effettivo o a quello salvato, l'amministratore
+Le due funzioni sono identiche, quanto detto per la prima riguardo gli user-ID
+si applica alla seconda per i group-ID. I processi non privilegiati possono
+cambiare uno qualunque degli user-ID solo ad un valore corrispondente o
+all'user-ID reale, o a quello effettivo o a quello salvato, l'amministratore
può specificare i valori che vuole; un valore di -1 per un qualunque parametro
lascia inalterato l'identificatore corrispondente.
\headdecl{sys/types.h}
\funcdecl{int getresuid(uid\_t *ruid, uid\_t *euid, uid\_t *suid)} Legge
-l'userid reale, l'userid effettivo e l'userid salvato del processo corrente.
+l'user-ID reale, l'user-ID effettivo e l'user-ID salvato del processo corrente.
\funcdecl{int getresgid(gid\_t *rgid, gid\_t *egid, gid\_t *sgid)} Legge il
-groupid reale, il groupid effettivo e il groupid salvato del processo
+group-ID reale, il group-ID effettivo e il group-ID salvato del processo
corrente.
\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso di
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}}
\label{sec:proc_setfsuid}
-Queste funzioni sono usate per impostare gli identificatori del gruppo
-\textit{filesystem} che usati da Linux per il controllo dell'accesso ai file.
-Come già accennato in \secref{sec:proc_access_id} Linux definisce questo
-ulteriore gruppo di identificatori, che di norma sono assolutamente
-equivalenti a quelli del gruppo \textit{effective}, dato che ogni cambiamento
-di questi ultimi viene immediatamente riportato su di essi.
+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 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.
C'è un solo caso in cui si ha necessità di introdurre una differenza fra gli
identificatori dei gruppi \textit{effective} e \textit{filesystem}, ed è per
ovviare ad un problema di sicurezza che si presenta quando si deve
-implementare un server NFS. Il server NFS infatti deve poter cambiare
-l'identificatore con cui accede ai file per assumere l'identità del singolo
-utente remoto, ma se questo viene fatto cambiando l'userid effettivo o
-l'userid reale il server si espone alla ricezione di eventuali segnali ostili
-da parte dell'utente di cui ha temporaneamente assunto l'identità. Cambiando
-solo l'userid di filesystem si ottengono i privilegi necessari per accedere ai
-file, mantenendo quelli originari per quanto riguarda tutti gli altri
-controlli di accesso, così che l'utente non possa inviare segnali al server
-NFS.
+implementare un server NFS.
+
+Il server NFS infatti deve poter cambiare l'identificatore con cui accede ai
+file per assumere l'identità del singolo utente remoto, ma se questo viene
+fatto cambiando l'user-ID effettivo o l'user-ID 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'user-ID 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}, ovviamente sono specifiche di Linux e non devono essere
\begin{functions}
\headdecl{sys/fsuid.h}
-\funcdecl{int setfsuid(uid\_t fsuid)} Imposta l'userid di filesystem del
+\funcdecl{int setfsuid(uid\_t fsuid)} Imposta l'user-ID di filesystem del
processo corrente a \param{fsuid}.
-\funcdecl{int setfsgid(gid\_t fsgid)} Imposta il groupid di filesystem del
+\funcdecl{int setfsgid(gid\_t fsgid)} Imposta il group-ID di filesystem del
processo corrente a \param{fsgid}.
\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
\label{sec:proc_setgroups}
Le ultime funzioni che esamineremo sono quelle che permettono di operare sui
-gruppi supplementari. Ogni processo può avere fino a \const{NGROUPS\_MAX}
-gruppi supplementari in aggiunta al gruppo primario, questi vengono ereditati
-dal processo padre e possono essere cambiati con queste funzioni.
-
-La funzione che permette di leggere i gruppi supplementari è
-\funcd{getgroups}; questa funzione è definita nello standard POSIX ed il suo
-prototipo è:
+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
+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:
\begin{functions}
\headdecl{sys/types.h}
\headdecl{unistd.h}
La funzione legge gli identificatori dei gruppi supplementari del processo sul
vettore \param{list} di dimensione \param{size}. Non è specificato se la
-funzione inserisca o meno nella lista il groupid effettivo del processo. Se si
+funzione inserisca o meno nella lista il group-ID effettivo del processo. Se si
specifica un valore di \param{size} uguale a 0 \param{list} non viene
modificato, ma si ottiene il numero di gruppi supplementari.
Una seconda funzione, \funcd{getgrouplist}, può invece essere usata per
-ottenere tutti i gruppi a cui appartiene un utente; il suo prototipo è:
+ottenere tutti i gruppi a cui appartiene un certo utente; il suo prototipo è:
\begin{functions}
\headdecl{sys/types.h}
\headdecl{grp.h}
restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di fallimento.}
\end{functions}
-La funzione legge i gruppi supplementari dell'utente \param{user} eseguendo
-una scansione del database dei gruppi (si veda \secref{sec:sys_user_group}) e
-ritorna in \param{groups} la lista di quelli a cui l'utente appartiene. Si
-noti che \param{ngroups} è passato come puntatore perché qualora il valore
-specificato sia troppo piccolo la funzione ritorna -1, passando indietro il
-numero dei gruppi trovati.
+La funzione legge i gruppi supplementari dell'utente specificato da
+\param{user}, eseguendo una scansione del database dei gruppi (si veda
+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.
Per impostare i gruppi supplementari di un processo ci sono due funzioni, che
possono essere usate solo se si hanno i privilegi di amministratore. La prima
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:
\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}.
+compila con il flag \cmd{-ansi}, è pertanto meglio evitarle se si vuole
+scrivere codice portabile.
+
+
+%
+% Da fare !!!
+% insieme alla risistemazioni dei titoli delle sezioni precedenti
+% (accorpare il materiale) qualosa tipo:
+% le funzioni di controllo
+% estenzioni di Linux
+%
+%\subsection{La gestione delle capabilities}
+%\label{sec:proc_capabilities}
+
+
\section{La gestione della priorità di esecuzione}
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.
\textbf{Runnable}& \texttt{R} & Il processo è in esecuzione o è pronto ad
essere eseguito (cioè è in attesa che gli
venga assegnata la CPU). \\
- \textbf{Sleep} & \texttt{S} & Il processo processo è in attesa di un
+ \textbf{Sleep} & \texttt{S} & Il processo è in attesa di un
risposta dal sistema, ma può essere
interrotto da un segnale. \\
\textbf{Uninterrutible Sleep}& \texttt{D} & Il processo è in
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
nell'esecuzione.
Il meccanismo usato da Linux è piuttosto semplice, ad ogni processo è
-assegnata una \textit{time-slice}, cioè in intervallo di tempo (letteralmente
+assegnata una \textit{time-slice}, cioè un intervallo di tempo (letteralmente
una fetta) per il quale esso deve essere eseguito. Il valore della
\textit{time-slice} è controllato dalla cosiddetta \textit{nice} (o
\textit{niceness}) del processo. Essa è contenuta nel campo \var{nice} di
il processo viene eseguito per la prima volta e diminuito progressivamente ad
ogni interruzione del timer.
-Quando lo scheduler\index{scheduler} viene eseguito scandisce la coda dei
-processi in stato \textit{runnable} associando, sulla base del valore di
-\var{counter}, un peso a ciascun processo in attesa di esecuzione,\footnote{il
+Durante la sua esecuzione lo scheduler\index{scheduler} scandisce la coda dei
+processi in stato \textit{runnable} associando, in base al valore di
+\var{counter}, un peso ad ogni processo in attesa di esecuzione,\footnote{il
calcolo del peso in realtà è un po' più complicato, ad esempio nei sistemi
- multiprocessore viene favorito un processo che è eseguito sulla stessa CPU,
- e a parità del valore di \var{counter} viene favorito chi ha una priorità
- più elevata.} chi ha il peso più alto verrà posto in esecuzione, ed il
+ multiprocessore viene favorito un processo eseguito sulla stessa CPU, e a
+ parità del valore di \var{counter} viene favorito chi ha una priorità più
+ elevata.} chi ha il peso più alto verrà posto in esecuzione, ed il
precedente processo sarà spostato in fondo alla coda. Dato che ad ogni
interruzione del timer il valore di \var{counter} del processo corrente viene
diminuito, questo assicura che anche i processi con priorità più bassa
La priorità di un processo è così controllata attraverso il valore di
\var{nice}, che stabilisce la durata della \textit{time-slice}; per il
-meccanismo appena descritto infatti un valore più lungo infatti assicura una
-maggiore attribuzione di CPU. L'origine del nome di questo parametro sta nel
-fatto che generalmente questo viene usato per diminuire la priorità di un
-processo, come misura di cortesia nei confronti degli altri. I processi
-infatti vengono creati dal sistema con lo stesso valore di \var{nice} (nullo)
-e nessuno è privilegiato rispetto agli altri; il valore può essere modificato
-solo attraverso la funzione \funcd{nice}, il cui prototipo è:
+meccanismo appena descritto infatti un valore più lungo assicura una maggiore
+attribuzione di CPU. L'origine del nome di questo parametro sta nel fatto che
+generalmente questo viene usato per diminuire la priorità di un processo, come
+misura di cortesia nei confronti degli altri. I processi infatti vengono
+creati dal sistema con lo stesso valore di \var{nice} (nullo) e nessuno è
+privilegiato rispetto agli altri; il valore può essere modificato solo
+attraverso la funzione \funcd{nice}, il cui prototipo è:
\begin{prototype}{unistd.h}
{int nice(int inc)}
Aumenta il valore di \var{nice} per il processo corrente.
\item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{which} non è valido.
\end{errlist}}
\end{prototype}
-\noindent (in vecchie versioni può essere necessario includere anche
+\noindent nelle vecchie versioni può essere necessario includere anche
\file{<sys/time.h>}, questo non è più necessario con versioni recenti delle
-librerie, ma è comunque utile per portabilità).
+librerie, ma è comunque utile per portabilità.
-La funzione permette di leggere la priorità di un processo, di un gruppo di
-processi (vedi \secref{sec:sess_proc_group}) o di un utente, a seconda del
-valore di \param{which}, secondo la legenda di \tabref{tab:proc_getpriority},
-specificando un corrispondente valore per \param{who}; un valore nullo di
-quest'ultimo indica il processo, il gruppo di processi o l'utente correnti.
+La funzione permette, a seconda del valore di \param{which}, di leggere la
+priorità di un processo, di un gruppo di processi (vedi
+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]
\centering
tutti i processi indicati dagli argomenti \param{which} e \param{who}. La
gestione dei permessi dipende dalle varie implementazioni; in Linux, secondo
le specifiche dello standard SUSv3, e come avviene per tutti i sistemi che
-derivano da SYSV, è richiesto che l'userid reale o effettivo del processo
-chiamante corrispondano al real user id (e solo quello) del processo di cui si
+derivano da SysV, è richiesto che l'user-ID reale o effettivo del processo
+chiamante corrispondano al real user-ID (e solo quello) del processo di cui si
vuole cambiare la priorità; per i sistemi derivati da BSD invece (SunOS,
-Ultrix, *BSD) la corrispondenza può essere anche con l'userid effettivo.
+Ultrix, *BSD) la corrispondenza può essere anche con l'user-ID effettivo.
\subsection{Il meccanismo di \textit{scheduling real-time}}
\label{sec:proc_real_time}
-Come spiegato in \secref{sec:proc_sched} lo standard POSIX.1b ha introdotto le
-priorità assolute per permettere la gestione di processi real-time. In realtà
-nel caso di Linux non si tratta di un vero hard real-time, in quanto in
+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
ottenere un sistema effettivamente hard real-time. In tal caso infatti gli
interrupt vengono intercettati dall'interfaccia real-time (o nel caso di
- Adeos gestiti dalle code del nano-kernel), in modo da poterlo controllare
+ 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
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.
-In ogni caso occorre usare le priorità assolute con molta attenzione: se si dà
-ad un processo una priorità assoluta e questo finisce in un loop infinito,
-nessun altro processo potrà essere eseguito, ed esso sarà mantenuto in
-esecuzione permanentemente assorbendo tutta la CPU e senza nessuna possibilità
-di riottenere l'accesso al sistema. Per questo motivo è sempre opportuno,
-quando si lavora con processi che usano priorità assolute, tenere attiva una
-shell cui si sia assegnata la massima priorità assoluta, in modo da poter
-essere comunque in grado di rientrare nel sistema.
+Occorre usare le priorità assolute con molta attenzione: se si dà ad un
+processo una priorità assoluta e questo finisce in un loop infinito, nessun
+altro processo potrà essere eseguito, ed esso sarà mantenuto in esecuzione
+permanentemente assorbendo tutta la CPU e senza nessuna possibilità di
+riottenere l'accesso al sistema. Per questo motivo è sempre opportuno, quando
+si lavora con processi che usano priorità assolute, tenere attiva una shell
+cui si sia assegnata la massima priorità assoluta, in modo da poter essere
+comunque in grado di rientrare nel sistema.
Quando c'è un processo con priorità assoluta lo scheduler\index{scheduler} lo
metterà in esecuzione prima di ogni processo normale. In caso di più processi
sarà eseguito per primo quello con priorità assoluta più alta. Quando ci sono
più processi con la stessa priorità assoluta questi vengono tenuti in una coda
-tocca al kernel decidere quale deve essere eseguito.
-
+e tocca al kernel decidere quale deve essere eseguito.
Il meccanismo con cui vengono gestiti questi processi dipende dalla politica
di scheduling che si è scelto; lo standard ne prevede due:
-\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
+\begin{basedescript}{\desclabelwidth{1.2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
\item[\textit{FIFO}] \textit{First In First Out}. Il processo viene eseguito
fintanto che non cede volontariamente la CPU, si blocca, finisce o viene
interrotto da un processo a priorità più alta.
\item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{policy} non esiste o il
relativo valore di \param{p} non è valido.
\item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi per attivare la
- politica richiesta (vale solo per \const{SCHED\_FIFO} e
- \const{SCHED\_RR}).
+ politica richiesta.
\end{errlist}}
\end{prototype}
La funzione esegue l'impostazione per il processo specificato dall'argomento
\param{pid}; un valore nullo esegue l'impostazione per il processo corrente.
-Solo un processo con i privilegi di amministratore può impostare delle
-priorità assolute diverse da zero. La politica di scheduling è specificata
-dall'argomento \param{policy} i cui possibili valori sono riportati in
-\tabref{tab:proc_sched_policy}; un valore negativo per \param{policy} mantiene
-la politica di scheduling corrente.
+La politica di scheduling è specificata dall'argomento \param{policy} i cui
+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}.
\begin{table}[htb]
\centering
\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).
-\begin{figure}[!htb]
+\begin{figure}[!bht]
\footnotesize \centering
\begin{minipage}[c]{15cm}
- \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm]{}
-struct sched_param {
- int sched_priority;
-};
- \end{lstlisting}
+ \includestruct{listati/sched_param.c}
\end{minipage}
\normalsize
\caption{La struttura \structd{sched\_param}.}
\bodydesc{La funzioni ritornano il valore della priorità in caso di successo
e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
\begin{errlist}
- \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{policy} è invalido.
+ \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{policy} non è valido.
\end{errlist}}
\end{functions}
\end{errlist}}
\end{prototype}
-La funzione restituisce il valore (secondo la quanto elencato in
-\tabref{tab:proc_sched_policy}) della politica di scheduling per il processo
+La funzione restituisce il valore (secondo quanto elencato in
+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.
\funcdecl{int sched\_setparam(pid\_t pid, const struct sched\_param *p)}
Imposta la priorità assoluta del processo \param{pid}.
-
\funcdecl{int sched\_getparam(pid\_t pid, struct sched\_param *p)}
Legge la priorità assoluta del processo \param{pid}.
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
\textit{deadlock}\index{deadlock}}
\label{sec:proc_race_cond}
-Si definiscono \textit{race condition} tutte quelle situazioni in cui processi
-diversi operano su una risorsa comune, ed in cui il risultato viene a
-dipendere dall'ordine in cui essi effettuano le loro operazioni. Il caso
-tipico è quello di un'operazione che viene eseguita da un processo in più
-passi, e può essere compromessa dall'intervento di un altro processo che
-accede alla stessa risorsa quando ancora non tutti i passi sono stati
-completati.
+Si definiscono \textit{race condition}\index{race condition} tutte quelle
+situazioni in cui processi diversi operano su una risorsa comune, ed in cui il
+risultato viene a dipendere dall'ordine in cui essi effettuano le loro
+operazioni. Il caso tipico è quello di un'operazione che viene eseguita da un
+processo in più passi, e può essere compromessa dall'intervento di un altro
+processo che accede alla stessa risorsa quando ancora non tutti i passi sono
+stati completati.
Dato che in un sistema multitasking ogni processo può essere interrotto in
-qualunque momento per farne subentrare un'altro in esecuzione, niente può
+qualunque momento per farne subentrare un altro in esecuzione, niente può
assicurare un preciso ordine di esecuzione fra processi diversi o che una
sezione di un programma possa essere eseguita senza interruzioni da parte di
altri. Queste situazioni comportano pertanto errori estremamente subdoli e
Per questo occorre essere ben consapevoli di queste problematiche, e del fatto
che l'unico modo per evitarle è quello di riconoscerle come tali e prendere
gli adeguati provvedimenti per far sì che non si verifichino. Casi tipici di
-\textit{race condition} si hanno quando diversi processi accedono allo stesso
-file, o nell'accesso a meccanismi di intercomunicazione come la memoria
-condivisa. In questi casi, se non si dispone della possibilità di eseguire
-atomicamente le operazioni necessarie, occorre che quelle parti di codice in
-cui si compiono le operazioni sulle risorse condivise (le cosiddette
+\textit{race condition}\index{race condition} si hanno quando diversi processi
+accedono allo stesso file, o nell'accesso a meccanismi di intercomunicazione
+come la memoria condivisa. In questi casi, se non si dispone della possibilità
+di eseguire atomicamente le operazioni necessarie, occorre che quelle parti di
+codice in cui si compiono le operazioni sulle risorse condivise (le cosiddette
\textsl{sezioni critiche}\index{sezioni critiche}) del programma, siano
opportunamente protette da meccanismi di sincronizzazione (torneremo su queste
-problematiche di questo tipo in \capref{cha:IPC}).
+problematiche di questo tipo in cap.~\ref{cha:IPC}).
-Un caso particolare di \textit{race condition} sono poi i cosiddetti
-\textit{deadlock}\index{deadlock}, 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}\index{deadlock} è una
-situazione in cui due o più processi non sono più in grado di proseguire
-perché ciascuno aspetta il risultato di una operazione che dovrebbe essere
-eseguita dall'altro.
+Un caso particolare di \textit{race condition}\index{race condition} sono poi
+i cosiddetti \textit{deadlock}\index{deadlock}, 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}\index{deadlock} è una situazione in cui due o più processi
+non sono più in grado di proseguire perché ciascuno aspetta il risultato di
+una operazione che dovrebbe essere eseguita dall'altro.
L'esempio tipico di una situazione che può condurre ad un
-\textit{deadlock}\index{deadlock} è quello in cui un flag di ``occupazione''
-viene rilasciato da un evento asincrono (come un segnale o un altro processo)
-fra il momento in cui lo si è controllato (trovandolo occupato) e la
-successiva operazione di attesa per lo sblocco. In questo caso, dato che
-l'evento di sblocco del flag è avvenuto senza che ce ne accorgessimo proprio
-fra il controllo e la messa in attesa, quest'ultima diventerà perpetua (da cui
-il nome di \textit{deadlock}\index{deadlock}).
+\textit{deadlock}\index{deadlock} è quello in cui un flag di
+``\textsl{occupazione}'' viene rilasciato da un evento asincrono (come un
+segnale o un altro processo) fra il momento in cui lo si è controllato
+(trovandolo occupato) e la successiva operazione di attesa per lo sblocco. In
+questo caso, dato che l'evento di sblocco del flag è avvenuto senza che ce ne
+accorgessimo proprio fra il controllo e la messa in attesa, quest'ultima
+diventerà perpetua (da cui il nome di \textit{deadlock}\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.
un altro thread di esecuzione senza che questo comporti nessun problema
nell'esecuzione della stessa. La problematica è comune nella programmazione
multi-thread, ma si hanno gli stessi problemi quando si vogliono chiamare
-delle funzioni all'interno dei manipolatori dei segnali.
+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 stack, e un'altra invocazione non fa
projects / gapil.git / blobdiff