\chapter{La gestione dei processi}
\label{cha:process_handling}
-Come accennato nell'introduzione in un sistema unix ogni attività del sistema
-viene svolta tramite i processi. In sostanza i processi costituiscono l'unità
-base per l'allocazione e l'uso delle risorse del sistema.
+Come accennato nell'introduzione in un sistema Unix tutte le operazioni
+vengono svolte tramite opportuni processi. In sostanza questi ultimi vengono
+a costituire l'unità base per l'allocazione e l'uso delle risorse del sistema.
-Nel precedente capitolo abbiamo visto come funziona un singolo processo, in
-questo capitolo affronteremo i dettagli della creazione e della distruzione
-dei processi, della gestione dei loro attributi e privilegi, e di tutte le
-funzioni a questo connesse.
+Nel precedente capitolo abbiamo esaminato il funzionamento di un processo come
+unità a se stante, in questo esamineremo il funzionamento dei processi
+all'interno del sistema. Saranno cioè affrontati i dettagli della creazione e
+della terminazione dei processi, della gestione dei loro attributi e
+privilegi, e di tutte le funzioni a questo connesse. Infine nella sezione
+finale introdurremo alcune problematiche generiche della programmazione in
+ambiente multitasking.
\section{Introduzione}
\label{sec:proc_gen}
-Partiremo con una introduzione generale ai concetti che stanno alla base della
-gestione dei processi in unix. Introdurremo in questa sezione l'architettura
-della gestione dei processi e le sue principali caratteristiche, e daremo una
-panoramica sull'uso delle principali funzioni per la gestione dei processi.
+Inizieremo con un'introduzione generale ai concetti che stanno alla base della
+gestione dei processi in un sistema unix-like. Introdurremo in questa sezione
+l'architettura della gestione dei processi e le sue principali
+caratteristiche, dando una panoramica sull'uso delle principali funzioni di
+gestione.
-\subsection{La gerarchia dei processi}
+
+\subsection{L'architettura della gestione dei processi}
\label{sec:proc_hierarchy}
A differenza di quanto avviene in altri sistemi (ad esempio nel VMS la
generazione di nuovi processi è un'operazione privilegiata) una delle
-caratteristiche di unix (che esamineremo in dettaglio più avanti) è che
+caratteristiche di Unix (che esamineremo in dettaglio più avanti) è che
qualunque processo può a sua volta generarne altri, detti processi figli
(\textit{child process}). Ogni processo è identificato presso il sistema da un
-numero unico, il \acr{pid} (da \textit{process identifier}).
-
-Una seconda caratteristica è che la generazione di un processo è una
-operazione separata rispetto al lancio di un programma. In genere la sequenza
-è sempre quella di creare un nuovo processo, il quale si eseguirà, in un passo
-successivo, il programma voluto: questo è ad esempio quello che fa la shell
-quando mette in esecuzione il programma che gli indichiamo nella linea di
-comando.
-
-Una terza caratteristica è che ogni processo viene sempre generato da un altro
-che viene chiamato processo genitore (\textit{parent process}). Questo vale
-per tutti i processi, con una eccezione (dato che ci deve essere un punto di
-partenza), esiste sempre infatti un processo speciale, che normalmente è
-\cmd{/sbin/init}, che viene lanciato dal kernel quando questo ha finito la
-fase di avvio, esso essendo il primo processo lanciato ha sempre il \acr{pid}
-uguale a 1 e non è figlio di nessuno.
-
-Questo è ovviamente un processo speciale, che in genere si occupa di far
-partire tutti gli processi altri necessari al funzionamento del sistema,
+numero unico, il cosiddetto \textit{process identifier} o, più brevemente,
+\acr{pid}.
+
+Una seconda caratteristica di un sistema Unix è che la generazione di un
+processo è un'operazione separata rispetto al lancio di un programma. In
+genere la sequenza è sempre quella di creare un nuovo processo, il quale
+eseguirà, in un passo successivo, il programma desiderato: questo è ad esempio
+quello che fa la shell quando mette in esecuzione il programma che gli
+indichiamo nella linea di comando.
+
+Una terza caratteristica è che ogni processo è sempre stato generato da un
+altro, che viene chiamato processo padre (\textit{parent process}). Questo
+vale per tutti i processi, con una sola eccezione: dato che ci deve essere un
+punto di partenza esiste un processo speciale (che normalmente è
+\cmd{/sbin/init}), che viene lanciato dal kernel alla conclusione della fase
+di avvio; essendo questo il primo processo lanciato dal sistema ha sempre il
+\acr{pid} uguale a 1 e non è figlio di nessun altro processo.
+
+Ovviamente \cmd{init} è un processo speciale che in genere si occupa di far
+partire tutti gli altri processi necessari al funzionamento del sistema,
inoltre \cmd{init} è essenziale per svolgere una serie di compiti
-amministrativi nelle operazioni ordinarie del sistema (torneremo si alcuni di
-essi in \secref{}) 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 possibile farlo ad esempio passando la riga \cmd{init=/bin/sh}
-all'avvio).
-
-Dato che tutti i processi successivi sono comunque generati da \cmd{init} o da
-suoi figli tutto ciò comporta che, i processi sono organizzati gerarchicamente
-dalla relazione fra genitori e figli, in maniera analoga a come i file sono
-organizzati in un albero di directory con alla base \file{/} (si veda
-\secref{sec:file_file_struct}); in questo caso alla base dell'albero c'è il
-processo \cmd{init} che è progenitore di ogni altro processo\footnote{in
- realtà questo non è del tutto vero, in Linux ci sono alcuni processi che pur
- comparendo come figli di init (ad esempio in \cmd{pstree}) sono generati
- direttamente dal kernel, come \cmd{keventd}, \cmd{kswapd}, etc.}.
-
-
-\subsection{Una panoramica sulle funzioni di gestione}
+amministrativi nelle operazioni ordinarie del sistema (torneremo su alcuni di
+essi in \secref{sec:proc_termination}) e non può mai essere terminato. La
+struttura del sistema comunque consente di lanciare al posto di \cmd{init}
+qualunque altro programma, e in casi di emergenza (ad esempio se il file di
+\cmd{init} si fosse corrotto) è ad esempio possibile lanciare una shell al suo
+posto, passando la riga \cmd{init=/bin/sh} come parametro di avvio.
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \footnotesize
+\begin{verbatim}
+[piccardi@gont piccardi]$ pstree -n
+init-+-keventd
+ |-kapm-idled
+ |-kreiserfsd
+ |-portmap
+ |-syslogd
+ |-klogd
+ |-named
+ |-rpc.statd
+ |-gpm
+ |-inetd
+ |-junkbuster
+ |-master-+-qmgr
+ | `-pickup
+ |-sshd
+ |-xfs
+ |-cron
+ |-bash---startx---xinit-+-XFree86
+ | `-WindowMaker-+-ssh-agent
+ | |-wmtime
+ | |-wmmon
+ | |-wmmount
+ | |-wmppp
+ | |-wmcube
+ | |-wmmixer
+ | |-wmgtemp
+ | |-wterm---bash---pstree
+ | `-wterm---bash-+-emacs
+ | `-man---pager
+ |-5*[getty]
+ |-snort
+ `-wwwoffled
+\end{verbatim} %$
+ \caption{L'albero dei processi, così come riportato dal comando
+ \cmd{pstree}.}
+ \label{fig:proc_tree}
+\end{figure}
+
+Dato che tutti i processi attivi nel sistema sono comunque generati da
+\cmd{init} o da uno dei suoi figli\footnote{in realtà questo non è del tutto
+ vero, in Linux ci sono alcuni processi speciali che pur comparendo come
+ figli di \cmd{init}, o con \acr{pid} successivi, sono in realtà generati
+ direttamente dal kernel, (come \cmd{keventd}, \cmd{kswapd}, etc.).} si
+possono classificare i processi con la relazione padre/figlio in
+un'organizzazione gerarchica ad albero, in maniera analoga a come i file sono
+organizzati in un albero di directory (si veda
+\secref{sec:file_organization}); in \curfig\ si è mostrato il risultato del
+comando \cmd{pstree} che permette di visualizzare questa struttura, alla cui
+base c'è \cmd{init} che è progenitore di tutti gli altri processi.
+
+Il kernel mantiene una tabella dei processi attivi, la cosiddetta
+\textit{process table}; per ciascun processo viene mantenuta una voce nella
+tabella dei processi costituita da una struttura \type{task\_struct}, che
+contiene tutte le informazioni rilevanti per quel processo. Tutte le strutture
+usate a questo scopo sono dichiarate nell'header file \file{linux/sched.h}, ed
+uno schema semplificato, che riporta la struttura delle principali informazioni
+contenute nella \type{task\_struct} (che in seguito incontreremo a più
+riprese), è mostrato in \nfig.
+
+\begin{figure}[htb]
+ \centering
+ \includegraphics[width=13cm]{img/task_struct}
+ \caption{Schema semplificato dell'architettura delle strutture usate dal
+ kernel nella gestione dei processi.}
+ \label{fig:proc_task_struct}
+\end{figure}
+
+
+Come accennato in \secref{sec:intro_unix_struct} è lo \textit{scheduler} che
+decide quale processo mettere in esecuzione; esso viene eseguito ad ogni
+system call ed ad ogni interrupt,\footnote{più in una serie di altre
+ occasioni. NDT completare questa parte.} (ma può essere anche attivato
+esplicitamente). Il timer di sistema provvede comunque a che esso sia invocato
+periodicamente, generando un interrupt periodico secondo la frequenza
+specificata dalla costante \macro{HZ}, definita in \file{asm/param.h}. Il
+valore usuale è 100\footnote{è così per tutte le architetture eccetto l'alpha,
+ per la quale è 1000} ed è espresso in Hertz. Si ha cioè un interrupt dal
+timer ogni centesimo di secondo.
+
+Ogni volta che viene eseguito, lo \textit{scheduler} effettua il calcolo delle
+priorità dei vari processi attivi (torneremo su questo in
+\secref{sec:proc_priority}) e stabilisce quale di essi debba essere posto in
+esecuzione fino alla successiva invocazione.
+
+
+\subsection{Una panoramica sulle funzioni fondamentali}
\label{sec:proc_handling_intro}
I processi vengono creati dalla funzione \func{fork}; in molti unix questa è
-una system call, Linux però usa un'altra nomenclatura, e la funzione fork è
-basata a sua volta sulla system call \func{\_\_clone}, che viene usata anche
-per generare i \textit{thread}. Il processo figlio creato dalla \func{fork} è
-una copia identica del processo processo padre, ma ha nuovo \acr{pid} e viene
-eseguito in maniera indipendente (le differenze fra padre e figlio sono
-affrontate in dettaglio in \secref{sec:proc_fork}).
+una system call, Linux però usa un'altra nomenclatura, e la funzione
+\func{fork} è basata a sua volta sulla system call \func{\_\_clone}, che viene
+usata anche per generare i \textit{thread}. Il processo figlio creato dalla
+\func{fork} è una copia identica del processo processo padre, ma ha nuovo
+\acr{pid} e viene eseguito in maniera indipendente (le differenze fra padre e
+figlio sono affrontate in dettaglio in \secref{sec:proc_fork}).
Se si vuole che il processo padre si fermi fino alla conclusione del processo
figlio questo deve essere specificato subito dopo la \func{fork} chiamando la
-funzione \func{wait} o la funzione \func{waitpid}; queste funzioni
-restituiscono anche una informazione abbastanza limitata (il codice di uscita)
-sulle cause della terminazione del processo.
+funzione \func{wait} o la funzione \func{waitpid} (si veda
+\secref{sec:proc_wait}); queste funzioni restituiscono anche un'informazione
+abbastanza limitata sulle cause della terminazione del processo figlio.
Quando un processo ha concluso il suo compito o ha incontrato un errore non
risolvibile esso può essere terminato con la funzione \func{exit} (si veda
-quanto discusso in \secref{sec:proc_termination}). La vita del processo però
+quanto discusso in \secref{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
-corrente; questo fa si che l'immagine precedente venga completamente
-cancellata. Questo significa che quando il nuovo programma esce anche il
+corrente; questo fa sì che l'immagine precedente venga completamente
+cancellata. Questo significa che quando il nuovo programma esce, anche il
processo termina, e non si può tornare alla precedente immagine.
Per questo motivo la \func{fork} e la \func{exec} sono funzioni molto
-\section{La gestione dei processi}
+\section{Le funzioni di base}% della gestione dei processi}
\label{sec:proc_handling}
-In questa sezione tratteremo le funzioni per la gestione dei processi, a
-partire dalle funzioni elementari che permettono di leggerne gli
-identificatori, alle varie funzioni di manipolazione dei processi, che
-riguardano la lore creazione, terminazione, e la messa in esecuzione di altri
+In questa sezione tratteremo le problematiche della gestione dei processi
+all'interno del sistema, illustrandone tutti i dettagli. Inizieremo con le
+funzioni elementari che permettono di leggerne gli identificatori, per poi
+passare alla spiegazione delle funzioni base che si usano per la creazione e
+la terminazione dei processi, e per la messa in esecuzione degli altri
programmi.
\subsection{Gli identificatori dei processi}
\label{sec:proc_pid}
-Come accennato nell'introduzione ogni processo viene identificato dal sistema
+Come accennato nell'introduzione, ogni processo viene identificato dal sistema
da un numero identificativo unico, il \textit{process id} o \acr{pid};
quest'ultimo è un tipo di dato standard, il \type{pid\_t} che in genere è un
-intero con segno (nel caso di Linux e delle glibc il tipo usato è \type{int}).
+intero con segno (nel caso di Linux e delle \acr{glibc} il tipo usato è
+\ctyp{int}).
Il \acr{pid} viene assegnato in forma progressiva ogni volta che un nuovo
-processo viene creato, fino ad un limite massimo (in genere essendo detto
-numero memorizzato in un intero a 16 bit si arriva a 32767) oltre il quale si
-riparte dal numero più basso disponibile (FIXME: verificare, non sono sicuro).
-Per questo motivo processo il processo di avvio (\cmd{init}) ha sempre il
-\acr{pid} uguale a uno.
+processo viene creato, fino ad un limite che, essendo il \acr{pid} un numero
+positivo memorizzato in un intero a 16 bit, arriva ad un massimo di 32767.
+Oltre questo valore l'assegnazione riparte dal numero più basso disponibile a
+partire da un minimo di 300,\footnote{questi valori sono definiti dalla macro
+ \macro{PID\_MAX} in \file{threads.h} e direttamente in \file{fork.c} nei
+ sorgenti del kernel.} che serve a riservare i \acr{pid} più bassi ai processi
+eseguiti dal direttamente dal kernel. Per questo motivo, come visto in
+\secref{sec:proc_hierarchy}, il processo di avvio (\cmd{init}) ha sempre il
+\acr{pid} uguale a uno.
Tutti i processi inoltre memorizzano anche il \acr{pid} del genitore da cui
sono stati creati, questo viene chiamato in genere \acr{ppid} (da
-\textit{parent process id}) ed è normalmente utilizzato per il controllo di
-sessione. Questi due identificativi possono essere ottenuti da programma
-usando le funzioni:
+\textit{parent process id}). Questi due identificativi possono essere
+ottenuti da programma usando le funzioni:
\begin{functions}
\headdecl{sys/types.h}
\headdecl{unistd.h}
-\funcdecl{pid\_t getpid(void)} restituisce il pid del processo corrente.
-\funcdecl{pid\_t getppid(void)} restituisce il pid del padre del processo
+\funcdecl{pid\_t getpid(void)} Restituisce il pid del processo corrente.
+\funcdecl{pid\_t getppid(void)} Restituisce il pid del padre del processo
corrente.
-Entrambe le funzioni non riportano condizioni di errore.
+\bodydesc{Entrambe le funzioni non riportano condizioni di errore.}
\end{functions}
+\noindent esempi dell'uso di queste funzioni sono riportati in
+\figref{fig:proc_fork_code}, nel programma di esempio \file{ForkTest.c}.
-Il fatto che il \acr{pid} sia un numero univoco per il sistema lo rende il
-candidato ideale per generare ultieriori indicatori associati al processo di
-cui diventa possibile garantire l'unicità: ad esempio la funzione
-\func{tmpname} (si veda \secref{sec:file_temp_file}) usa il \acr{pid} per
-generare un pathname univoco, che non potrà essere replicato da un'altro
-processo che usi la stessa funzione.
+Il fatto che il \acr{pid} sia un numero univoco per il sistema lo rende un
+candidato per generare ulteriori indicatori associati al processo di cui
+diventa possibile garantire l'unicità: ad esempio in alcune implementazioni la
+funzione \func{tmpname} (si veda \secref{sec:file_temp_file}) usa il \acr{pid}
+per generare un pathname univoco, che non potrà essere replicato da un'altro
+processo che usi la stessa funzione.
Tutti i processi figli dello stesso processo padre sono detti
-\textit{sibling}, questa è un'altra delle relazioni usate nel controllo di
-sessione, in cui si raggruppano tutti i processi creati su uno stesso
-terminale una volta che si è effettuato il login. Torneremo su questo
-argomento in \secref{cap:terminal}, dove esamineremo tutti gli altri
-identificativi associati ad un processo relativi al controllo di sessione.
+\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
+un processo e le varie relazioni fra processi utilizzate per definire una
+sessione.
+
+Oltre al \acr{pid} e al \acr{ppid}, (e a quelli che vedremo in
+\secref{sec:sess_xxx}, relativi al controllo di sessione), ad ogni processo
+vengono associati degli altri identificatori che vengono usati per il
+controllo di accesso. Questi servono per determinare se un processo può
+eseguire o meno le operazioni richieste, a seconda dei privilegi e
+dell'identità di chi lo ha posto in esecuzione; l'argomento è complesso e sarà
+affrontato in dettaglio in \secref{sec:proc_perms}.
\subsection{La funzione \func{fork}}
\label{sec:proc_fork}
-La funzione \func{fork} è la funzione fondamentale della gestione dei processi
-in unix; come si è detto l'unico modo di creare un nuovo processo è attraverso
-l'uso di questa funzione, che è quindi la base per il multitasking; il protipo
-della funzione è:
-
+La funzione \func{fork} è la funzione fondamentale della gestione dei
+processi: come si è detto l'unico modo di creare un nuovo processo è
+attraverso l'uso di questa funzione, essa quindi riveste un ruolo centrale
+tutte le volte che si devono scrivere programmi che usano il multitasking. Il
+prototipo della funzione è:
\begin{functions}
\headdecl{sys/types.h}
\headdecl{unistd.h}
-
\funcdecl{pid\_t fork(void)}
+ Crea un nuovo processo.
- Restituisce zero al padre e il \acr{pid} al figlio in caso di successo,
- ritorna -1 al padre (senza creare il figlio) in caso di errore;
- \texttt{errno} può assumere i valori:
+ \bodydesc{In caso di successo restituisce il \acr{pid} del figlio al padre e
+ zero al figlio; ritorna -1 al padre (senza creare il figlio) in caso di
+ errore; \var{errno} può assumere i valori:
\begin{errlist}
- \item \macro{EAGAIN} non ci sono risorse sufficienti per creare un'altro
+ \item[\macro{EAGAIN}] non ci sono risorse sufficienti per creare un'altro
processo (per allocare la tabella delle pagine e le strutture del task) o
si è esaurito il numero di processi disponibili.
- \item \macro{ENOMEM} non è stato possibile allocare la memoria per le
+ \item[\macro{ENOMEM}] non è stato possibile allocare la memoria per le
strutture necessarie al kernel per creare il nuovo processo.
- \end{errlist}
+ \end{errlist}}
\end{functions}
-Dopo l'esecuzione di una \func{fork} sia il processo padre che il processo
-figlio continuano ad essere eseguiti normalmente, ed il processo figlio esegue
-esattamente lo stesso codice del padre. La sola differenza è che nel processo
-padre il valore di ritorno della funzione fork è il \acr{pid} del processo
-figlio, mentre nel figlio è zero; in questo modo il programma può identificare
-se viene eseguito dal padre o dal figlio.
+Dopo il successo dell'esecuzione di una \func{fork} sia il processo padre che
+il processo figlio continuano ad essere eseguiti normalmente all'istruzione
+seguente la \func{fork}; il processo figlio è però una copia del padre, e
+riceve una copia dei segmenti di testo, stack e dati (vedi
+\secref{sec:proc_mem_layout}), ed esegue esattamente lo stesso codice del
+padre. Si tenga presente però che la memoria è copiata, non condivisa,
+pertanto padre e figlio vedono variabili diverse.
+
+Per quanto riguarda la gestione della memoria in generale il segmento di
+testo, che è identico, è condiviso e tenuto in read-only per il padre e per i
+figli. Per gli altri segmenti Linux utilizza la tecnica del \textit{copy on
+ write}\index{copy on write}; questa tecnica comporta che una pagina di
+memoria viene effettivamente copiata per il nuovo processo solo quando ci
+viene effettuata sopra una scrittura (e si ha quindi una reale differenza fra
+padre e figlio). In questo modo si rende molto più efficiente il meccanismo
+della creazione di un nuovo processo, non essendo più necessaria la copia di
+tutto lo spazio degli indirizzi virtuali del padre, ma solo delle pagine di
+memoria che sono state modificate, e solo al momento della modifica stessa.
+
+La differenza che si ha nei due processi è che nel processo padre il valore di
+ritorno della funzione \func{fork} è il \acr{pid} del processo figlio, mentre
+nel figlio è zero; in questo modo il programma può identificare se viene
+eseguito dal padre o dal figlio. Si noti come la funzione \func{fork} ritorni
+\textbf{due} volte: una nel padre e una nel figlio.
+
+La scelta di questi valori di ritorno non è casuale, un processo infatti può
+avere più figli, ed il valore di ritorno di \func{fork} è l'unico modo che gli
+permette di identificare quello appena creato; al contrario un figlio ha
+sempre un solo padre (il cui \acr{pid} può sempre essere ottenuto con
+\func{getppid}, vedi \secref{sec:proc_pid}) per cui si usa il valore nullo,
+che non è il \acr{pid} di nessun processo.
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \footnotesize
+ \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}
+ \caption{Esempio di codice per la creazione di nuovi processi.}
+ \label{fig:proc_fork_code}
+\end{figure}
+
+Normalmente la chiamata a \func{fork} può fallire solo per due ragioni, o ci
+sono già troppi processi nel sistema (il che di solito è sintomo che
+qualcos'altro non sta andando per il verso giusto) o si è ecceduto il limite
+sul numero totale di processi permessi all'utente (vedi \secref{sec:sys_xxx}).
+
+L'uso di \func{fork} avviene secondo due modalità principali; la prima è
+quella in cui all'interno di un programma si creano processi figli cui viene
+affidata l'esecuzione di una certa sezione di codice, mentre il processo padre
+ne esegue un'altra. È il caso tipico dei server di rete in cui il padre riceve
+ed accetta le richieste da parte dei client, per ciascuna delle quali pone in
+esecuzione un figlio che è incaricato di fornire il servizio.
+
+La seconda modalità è quella in cui il processo vuole eseguire un altro
+programma; questo è ad esempio il caso della shell. In questo caso il processo
+crea un figlio la cui unica operazione è quella fare una \func{exec} (di cui
+parleremo in \secref{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
+operazione che viene chiamata \textit{spawn}. Nei sistemi unix-like è stato
+scelto di mantenere questa separazione, dato che, come per la prima modalità
+d'uso, esistono numerosi scenari in cui si può usare una \func{fork} senza
+aver bisogno di eseguire una \func{exec}. Inoltre, anche nel caso della
+seconda modalità d'uso, avere le due funzioni separate permette al figlio di
+cambiare gli attributi del processo (maschera dei segnali, redirezione
+dell'output, \textit{user id}) prima della \func{exec}, rendendo così
+relativamente facile intervenire sulle le modalità di esecuzione del nuovo
+programma.
+
+In \curfig\ si è riportato il corpo del codice del programma di esempio
+\cmd{forktest}, che ci permette di illustrare molte caratteristiche dell'uso
+della funzione \func{fork}. Il programma permette di creare un numero di figli
+specificato da linea di comando, e prende anche alcune opzioni per indicare
+degli eventuali tempi di attesa in secondi (eseguiti tramite la funzione
+\func{sleep}) per il padre ed il figlio (con \cmd{forktest -h} si ottiene la
+descrizione delle opzioni); il codice completo, compresa la parte che gestisce
+le opzioni a riga di comando, è disponibile nel file \file{ForkTest.c},
+distribuito insieme agli altri sorgenti degli esempi su
+\href{http://firenze.linux.it/~piccardi/gapil_source.tgz}
+{\texttt{http://firenze.linux.it/\~~\hspace{-2.0mm}piccardi/gapil\_source.tgz}}.
+
+Decifrato il numero di figli da creare, il ciclo principale del programma
+(\texttt{\small 24--40}) esegue in successione la creazione dei processi figli
+controllando il successo della chiamata a \func{fork} (\texttt{\small
+ 25--29}); ciascun figlio (\texttt{\small 31--34}) si limita a stampare il
+suo numero di successione, eventualmente attendere il numero di secondi
+specificato e scrivere un messaggio prima di uscire. Il processo padre invece
+(\texttt{\small 36--38}) stampa un messaggio di creazione, eventualmente
+attende il numero di secondi specificato, e procede nell'esecuzione del ciclo;
+alla conclusione del ciclo, prima di uscire, può essere specificato un altro
+periodo di attesa.
+
+Se eseguiamo il comando senza specificare attese (come si può notare in
+\texttt{\small 17--19} i valori di default specificano di non attendere),
+otterremo come output sul terminale:
+
+\footnotesize
+\begin{verbatim}
+[piccardi@selidor sources]$ ./forktest 3
+Process 1963: forking 3 child
+Spawned 1 child, pid 1964
+Child 1 successfully executing
+Child 1, parent 1963, exiting
+Go to next child
+Spawned 2 child, pid 1965
+Child 2 successfully executing
+Child 2, parent 1963, exiting
+Go to next child
+Child 3 successfully executing
+Child 3, parent 1963, exiting
+Spawned 3 child, pid 1966
+Go to next child
+\end{verbatim} %$
+\normalsize
+
+Esaminiamo questo risultato: una prima conclusione che si può trarre è che non
+si può dire quale processo fra il padre ed il figlio venga eseguito per
+primo\footnote{a partire dal kernel 2.5.2-pre10 è stato introdotto il nuovo
+ scheduler di Ingo Molnar che esegue sempre per primo il figlio; per
+ mantenere la portabilità è opportuno non fare comunque affidamento su questo
+ comportamento.} dopo la chiamata a \func{fork}; dall'esempio si può notare
+infatti come nei primi due cicli sia stato eseguito per primo il padre (con la
+stampa del \acr{pid} del nuovo processo) per poi passare all'esecuzione del
+figlio (completata con i due avvisi di esecuzione ed uscita), e tornare
+all'esecuzione del padre (con la stampa del passaggio al ciclo successivo),
+mentre la terza volta è stato prima eseguito il figlio (fino alla conclusione)
+e poi il padre.
+
+In generale l'ordine di esecuzione dipenderà, oltre che dall'algoritmo di
+scheduling usato dal kernel, dalla particolare situazione in si trova la
+macchina al momento della chiamata, risultando del tutto impredicibile.
+Eseguendo più volte il programma di prova e producendo un numero diverso di
+figli, si sono ottenute situazioni completamente diverse, compreso il caso in
+cui il processo padre ha eseguito più di una \func{fork} prima che uno dei
+figli venisse messo in esecuzione.
+
+Pertanto non si può fare nessuna assunzione sulla sequenza di esecuzione delle
+istruzioni del codice fra padre e figli, né sull'ordine in cui questi potranno
+essere messi in esecuzione. Se è necessaria una qualche forma di precedenza
+occorrerà provvedere ad espliciti meccanismi di sincronizzazione, pena il
+rischio di incorrere nelle cosiddette \textit{race condition} \index{race
+ condition} (vedi \secref{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
+figli (come l'incremento di \var{i} in \texttt{\small 31}) sono visibili solo
+a loro (ogni processo vede solo la propria copia della memoria), e non hanno
+alcun effetto sul valore che le stesse variabili hanno nel processo padre (ed
+in eventuali altri processi figli che eseguano lo stesso codice).
+
+Un secondo aspetto molto importante nella creazione dei processi figli è
+quello dell'interazione dei vari processi con i file; per illustrarlo meglio
+proviamo a redirigere su un file l'output del nostro programma di test, quello
+che otterremo è:
+
+\footnotesize
+\begin{verbatim}
+[piccardi@selidor sources]$ ./forktest 3 > output
+[piccardi@selidor sources]$ cat output
+Process 1967: forking 3 child
+Child 1 successfully executing
+Child 1, parent 1967, exiting
+Test for forking 3 child
+Spawned 1 child, pid 1968
+Go to next child
+Child 2 successfully executing
+Child 2, parent 1967, exiting
+Test for forking 3 child
+Spawned 1 child, pid 1968
+Go to next child
+Spawned 2 child, pid 1969
+Go to next child
+Child 3 successfully executing
+Child 3, parent 1967, exiting
+Test for forking 3 child
+Spawned 1 child, pid 1968
+Go to next child
+Spawned 2 child, pid 1969
+Go to next child
+Spawned 3 child, pid 1970
+Go to next child
+\end{verbatim}
+\normalsize
+che come si vede è completamente diverso da quanto ottenevamo sul terminale.
+
+Il comportamento delle varie funzioni di interfaccia con i file è analizzato
+in gran dettaglio in \capref{cha:file_unix_interface} e in
+\secref{cha:files_std_interface}. Qui basta accennare che si sono usate le
+funzioni standard della libreria del C che prevedono l'output bufferizzato; e
+questa bufferizzazione (trattata in dettaglio in \secref{sec:file_buffering})
+varia a seconda che si tratti di un file su disco (in cui il buffer viene
+scaricato su disco solo quando necessario) o di un terminale (nel qual caso il
+buffer viene scaricato ad ogni carattere di a capo).
+
+Nel primo esempio allora avevamo che ad ogni chiamata a \func{printf} il
+buffer veniva scaricato, e le singole righe erano stampate a video subito dopo
+l'esecuzione della \func{printf}. Ma con la redirezione su file la scrittura
+non avviene più alla fine di ogni riga e l'output resta nel buffer. Dato che
+ogni figlio riceve una copia della memoria del padre, esso riceverà anche
+quanto c'è nel buffer delle funzioni di I/O, comprese le linee scritte dal
+padre fino allora. Così quando il buffer viene scritto su disco all'uscita del
+figlio, troveremo nel file anche tutto quello che il processo padre aveva
+scritto prima della sua creazione. E alla fine del file (dato che in questo
+caso il padre esce per ultimo) troveremo anche l'output completo del padre.
+
+L'esempio ci mostra un'altro aspetto fondamentale dell'interazione con i file,
+valido anche per l'esempio precedente, ma meno evidente: il fatto cioè che non
+solo processi diversi possono scrivere in contemporanea sullo stesso file
+(l'argomento della condivisione dei file è trattato in dettaglio in
+\secref{sec:file_sharing}), ma anche che, a differenza di quanto avviene per
+le variabili, la posizione corrente sul file è condivisa fra il padre e tutti
+i processi figli.
+
+Quello che succede è che quando lo standard output del padre viene rediretto,
+lo stesso avviene anche per tutti i figli; la funzione \func{fork} infatti ha
+la caratteristica di duplicare (allo stesso modo in cui lo fa la funzione
+\func{dup}, trattata in \secref{sec:file_dup}) nei figli tutti i file
+descriptor aperti nel padre, il che comporta che padre e figli condividono le
+stesse voci della \textit{file table} (per la spiegazione di questi termini si
+veda \secref{sec:file_sharing}) e fra cui c'è anche la posizione corrente nel
+file.
+
+In questo modo se un processo scrive sul file aggiornerà la posizione corrente
+sulla \textit{file table}, e tutti gli altri processi, che vedono la stessa
+\textit{file table}, vedranno il nuovo valore. In questo modo si evita, in
+casi come quello appena mostrato in cui diversi processi scrivono sullo stesso
+file, che l'output successivo di un processo vada a sovrapporsi a quello dei
+precedenti: l'output potrà risultare mescolato, ma non ci saranno parti
+perdute per via di una sovrascrittura.
+
+Questo tipo di comportamento è essenziale in tutti quei casi in cui il padre
+crea un figlio e attende la sua conclusione per proseguire, ed entrambi
+scrivono sullo stesso file (un caso tipico è la shell quando lancia un
+programma, il cui output va sullo standard output).
+
+In questo modo, anche se l'output viene rediretto, il padre potrà sempre
+continuare a scrivere in coda a quanto scritto dal figlio in maniera
+automatica; se così non fosse ottenere questo comportamento sarebbe
+estremamente complesso necessitando di una qualche forma di comunicazione fra
+i due processi per far riprendere al padre la scrittura al punto giusto.
+
+In generale comunque non è buona norma far scrivere più processi sullo stesso
+file senza una qualche forma di sincronizzazione in quanto, come visto anche
+con il nostro esempio, le varie scritture risulteranno mescolate fra loro in
+una sequenza impredicibile. Per questo le modalità con cui in genere si usano
+i file dopo una \func{fork} sono sostanzialmente due:
+\begin{enumerate}
+\item Il processo padre aspetta la conclusione del figlio. In questo caso non
+ è necessaria nessuna azione riguardo ai file, in quanto la sincronizzazione
+ della posizione corrente dopo eventuali operazioni di lettura e scrittura
+ effettuate dal figlio è automatica.
+\item L'esecuzione di padre e figlio procede indipendentemente. In questo caso
+ ciascuno dei due processi deve chiudere i file che non gli servono una volta
+ che la \func{fork} è stata eseguita, per evitare ogni forma di interferenza.
+\end{enumerate}
+
+Oltre ai file aperti i processi figli ereditano dal padre una serie di altre
+proprietà; la lista dettagliata delle proprietà che padre e figlio hanno in
+comune dopo l'esecuzione di una \func{fork} è la seguente:
+\begin{itemize*}
+\item i file aperti e gli eventuali flag di \textit{close-on-exec} settati
+ (vedi \secref{sec:proc_exec} e \secref{sec:file_fcntl}).
+\item gli identificatori per il controllo di accesso: il \textit{real user
+ id}, il \textit{real group id}, l'\textit{effective user id},
+ l'\textit{effective group id} ed i \textit{supplementary group id} (vedi
+ \secref{sec:proc_access_id}).
+\item gli identificatori per il controllo di sessione: il \textit{process
+ group id} e il \textit{session id} ed il terminale di controllo (vedi
+ \secref{sec:sess_xxx} e \secref{sec:sess_xxx}).
+\item la directory di lavoro e la directory radice (vedi
+ \secref{sec:file_work_dir} 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}).
+\item i segmenti di memoria condivisa agganciati al processo (vedi
+\secref{sec:ipc_xxx}).
+\item i limiti sulle risorse (vedi \secref{sec:sys_xxx}).
+\item le variabili di ambiente (vedi \secref{sec:proc_environ}).
+\end{itemize*}
+le differenze fra padre e figlio dopo la \func{fork} invece sono:
+\begin{itemize*}
+\item il valore di ritorno di \func{fork}.
+\item il \textit{process id}.
+\item il \textit{parent process id} (quello del figlio viene settato al
+ \acr{pid} del padre).
+\item i valori dei tempi di esecuzione (vedi \secref{sec:sys_xxx}) che
+ nel figlio sono posti a zero.
+\item i \textit{file lock} (vedi \secref{sec:file_locking}), che non
+ vengono ereditati dal figlio.
+\item gli allarmi ed i segnali pendenti (vedi \secref{sec:sig_gen_beha}), che
+ per il figlio vengono cancellati.
+\end{itemize*}
+
+
+\subsection{La funzione \func{vfork}}
+\label{sec:proc_vfork}
+La funzione \func{vfork} è esattamente identica a \func{fork} ed ha la stessa
+semantica e gli stessi errori; la sola differenza è che non viene creata la
+tabella delle pagine né la struttura dei task per il nuovo processo. Il
+processo padre è posto in attesa fintanto che il figlio non ha eseguito una
+\func{execve} o non è uscito con una \func{\_exit}. Il figlio condivide la
+memoria del padre (e modifiche possono avere effetti imprevedibili) e non deve
+ritornare o uscire con \func{exit} ma usare esplicitamente \func{\_exit}.
+Questa funzione è un rimasuglio dei vecchi tempi in cui eseguire una
+\func{fork} comportava anche la copia completa del segmento dati del processo
+padre, che costituiva un inutile appesantimento in tutti quei casi in cui la
+\func{fork} veniva fatta solo per poi eseguire una \func{exec}. La funzione
+venne introdotta in BSD per migliorare le prestazioni.
-\subsection{Le funzioni \texttt{wait} e \texttt{waitpid}}
+Dato che Linux supporta il \textit{copy on write} la perdita di prestazioni è
+assolutamente trascurabile, e l'uso di questa funzione (che resta un caso
+speciale della funzione \func{clone}), è deprecato; per questo eviteremo di
+trattarla ulteriormente.
+
+
+\subsection{La conclusione di un processo.}
+\label{sec:proc_termination}
+
+In \secref{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
+programma viene terminato in maniera normale: la chiamata di \func{exit} (che
+esegue le funzioni registrate per l'uscita e chiude gli stream), il ritorno
+dalla funzione \func{main} (equivalente alla chiamata di \func{exit}), e la
+chiamata ad \func{\_exit} (che passa direttamente alle operazioni di
+terminazione del processo da parte del kernel).
+
+Ma abbiamo accennato che oltre alla conclusione normale esistono anche delle
+modalità di conclusione anomala; queste sono in sostanza due: il programma può
+chiamare la funzione \func{abort} per invocare una chiusura anomala, o essere
+terminato da un segnale. In realtà anche la prima modalità si riconduce alla
+seconda, dato che \func{abort} si limita a generare il segnale
+\macro{SIGABRT}.
+
+Qualunque sia la modalità di conclusione di un processo, il kernel esegue
+comunque una serie di operazioni: chiude tutti i file aperti, rilascia la
+memoria che stava usando, e così via; l'elenco completo delle operazioni
+eseguite alla chiusura di un processo è il seguente:
+\begin{itemize*}
+\item tutti i file descriptor sono chiusi.
+\item viene memorizzato lo stato di terminazione del processo.
+\item ad ogni processo figlio viene assegnato un nuovo padre (in genere
+ \cmd{init}).
+\item viene inviato il segnale \macro{SIGCHLD} al processo padre (vedi
+ \secref{sec:sig_sigchld}).
+\item se il processo è un leader di sessione viene mandato un segnale di
+ \macro{SIGHUP} a tutti i processi in background e il terminale di
+ controllo viene disconnesso (vedi \secref{sec:sess_xxx}).
+\item se la conclusione di un processo rende orfano un \textit{process
+ group} ciascun membro del gruppo viene bloccato, e poi gli vengono
+ inviati in successione i segnali \macro{SIGHUP} e \macro{SIGCONT}
+ (vedi \secref{sec:sess_xxx}).
+\end{itemize*}
+
+Oltre queste operazioni è però necessario poter disporre di un meccanismo
+ulteriore che consenta di sapere come la terminazione è avvenuta: dato che in
+un sistema unix-like tutto viene gestito attraverso i processi, il meccanismo
+scelto consiste nel riportare lo stato di terminazione (il cosiddetto
+\textit{termination status}) al processo padre.
+
+Nel caso di conclusione normale, abbiamo visto in \secref{sec:proc_conclusion}
+che lo stato di uscita del processo viene caratterizzato tramite il valore del
+cosiddetto \textit{exit status}, cioè il valore passato alle funzioni
+\func{exit} o \func{\_exit} (o dal valore di ritorno per \func{main}). Ma se
+il processo viene concluso in maniera anomala il programma non può specificare
+nessun \textit{exit status}, ed è il kernel che deve generare autonomamente il
+\textit{termination status} per indicare le ragioni della conclusione anomala.
+
+Si noti la distinzione fra \textit{exit status} e \textit{termination status}:
+quello che contraddistingue lo stato di chiusura del processo e viene
+riportato attraverso le funzioni \func{wait} o \func{waitpid} (vedi
+\secref{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.
+
+La scelta di riportare al padre lo stato di terminazione dei figli, pur
+essendo l'unica possibile, comporta comunque alcune complicazioni: infatti se
+alla sua creazione è scontato che ogni nuovo processo ha un padre, non è detto
+che sia così alla sua conclusione, dato che il padre potrebbe essere già
+terminato (si potrebbe avere cioè quello che si chiama un processo
+\textsl{orfano}).
+
+Questa complicazione viene superata facendo in modo che il processo orfano
+venga \textsl{adottato} da \cmd{init}. Come già accennato quando un processo
+termina, il kernel controlla se è il padre di altri processi in esecuzione: in
+caso positivo allora il \acr{ppid} di tutti questi processi viene sostituito
+con il \acr{pid} di \cmd{init} (e cioè con 1); in questo modo ogni processo
+avrà sempre un padre (nel caso possiamo parlare di un padre \textsl{adottivo})
+cui riportare il suo stato di terminazione. Come verifica di questo
+comportamento possiamo eseguire il nostro programma \cmd{forktest} imponendo a
+ciascun processo figlio due secondi di attesa prima di uscire, il risultato è:
+
+\footnotesize
+\begin{verbatim}
+[piccardi@selidor sources]$ ./forktest -c2 3
+Process 1972: forking 3 child
+Spawned 1 child, pid 1973
+Child 1 successfully executing
+Go to next child
+Spawned 2 child, pid 1974
+Child 2 successfully executing
+Go to next child
+Child 3 successfully executing
+Spawned 3 child, pid 1975
+Go to next child
+[piccardi@selidor sources]$ Child 3, parent 1, exiting
+Child 2, parent 1, exiting
+Child 1, parent 1, exiting
+\end{verbatim}
+\normalsize
+come si può notare in questo caso il processo padre si conclude prima dei
+figli, tornando alla shell, che stampa il prompt sul terminale: circa due
+secondi dopo viene stampato a video anche l'output dei tre figli che
+terminano, e come si può notare in questo caso, al contrario di quanto visto
+in precedenza, essi riportano 1 come \acr{ppid}.
+
+Altrettanto rilevante è il caso in cui il figlio termina prima del padre,
+perché non è detto che il padre possa ricevere immediatamente lo stato di
+terminazione, quindi il kernel deve comunque conservare una certa quantità di
+informazioni riguardo ai processi che sta terminando.
+
+Questo viene fatto mantenendo attiva la voce nella tabella dei processi, e
+memorizzando alcuni dati essenziali, come il \acr{pid}, i tempi di CPU usati
+dal processo (vedi \secref{sec:sys_unix_time}) e lo stato di
+terminazione\footnote{NdA verificare esattamente cosa c'è!}, mentre la memoria
+in uso ed i file aperti vengono rilasciati immediatamente. I processi che sono
+terminati, ma il cui stato di terminazione non è stato ancora ricevuto dal
+padre sono chiamati \textit{zombie}, essi restano presenti nella tabella dei
+processi ed in genere possono essere identificati dall'output di \cmd{ps} per
+la presenza di una \texttt{Z} nella colonna che ne indica lo stato. Quando il
+padre effettuerà la lettura dello stato di uscita anche questa informazione,
+non più necessaria, verrà scartata e la terminazione potrà dirsi completamente
+conclusa.
+
+Possiamo utilizzare il nostro programma di prova per analizzare anche questa
+condizione: lanciamo il comando \cmd{forktest} in background, indicando al
+processo padre di aspettare 10 secondi prima di uscire; in questo caso, usando
+\cmd{ps} sullo stesso terminale (prima dello scadere dei 10 secondi)
+otterremo:
+
+\footnotesize
+\begin{verbatim}
+[piccardi@selidor sources]$ ps T
+ PID TTY STAT TIME COMMAND
+ 419 pts/0 S 0:00 bash
+ 568 pts/0 S 0:00 ./forktest -e10 3
+ 569 pts/0 Z 0:00 [forktest <defunct>]
+ 570 pts/0 Z 0:00 [forktest <defunct>]
+ 571 pts/0 Z 0:00 [forktest <defunct>]
+ 572 pts/0 R 0:00 ps T
+\end{verbatim} %$
+\normalsize
+e come si vede, dato che non si è fatto nulla per riceverne lo stato di
+terminazione, i tre processi figli sono ancora presenti pur essendosi
+conclusi, con lo stato di zombie e l'indicazione che sono stati terminati.
+
+La possibilità di avere degli zombie deve essere tenuta sempre presente quando
+si scrive un programma che deve essere mantenuto in esecuzione a lungo e
+creare molti figli. In questo caso si deve sempre avere cura di far leggere
+l'eventuale stato di uscita di tutti i figli (in genere questo si fa
+attraverso un apposito \textit{signal handler}, che chiama la funzione
+\func{wait}, vedi \secref{sec:sig_sigchld} e \secref{sec:proc_wait}). Questa
+operazione è necessaria perché anche se gli \textit{zombie} non consumano
+risorse di memoria o processore, occupano comunque una voce nella tabella dei
+processi, che a lungo andare potrebbe esaurirsi.
+
+Si noti che quando un processo adottato da \cmd{init} termina, esso non
+diviene uno \textit{zombie}; questo perché una delle funzioni di \cmd{init} è
+appunto quella di chiamare la funzione \func{wait} per i processi cui fa da
+padre, completandone la terminazione. Questo è quanto avviene anche quando,
+come nel caso del precedente esempio con \cmd{forktest}, il padre termina con
+dei figli in stato di zombie: alla sua terminazione infatti tutti i suoi figli
+(compresi gli zombie) verranno adottati da \cmd{init}, il quale provvederà a
+completarne la terminazione.
+
+Si tenga presente infine che siccome gli zombie sono processi già usciti, non
+c'è modo di eliminarli con il comando \cmd{kill}; l'unica possibilità di
+cancellarli dalla tabella dei processi è quella di terminare il processo che
+li ha generati, in modo che \cmd{init} possa adottarli e provvedere a
+concluderne la terminazione.
+
+
+\subsection{Le funzioni \func{wait} e \func{waitpid}}
\label{sec:proc_wait}
-\subsection{Le funzioni \texttt{exec}}
+Uno degli usi più comuni delle capacità multitasking di un sistema unix-like
+consiste nella creazione di programmi di tipo server, in cui un processo
+principale attende le richieste che vengono poi soddisfatte da una serie di
+processi figli. Si è già sottolineato al paragrafo precedente come in questo
+caso diventi necessario gestire esplicitamente la conclusione dei figli onde
+evitare di riempire di \textit{zombie} la tabella dei processi; le funzioni
+deputate a questo compito sono sostanzialmente due, \func{wait} e
+\func{waitpid}. La prima, il cui prototipo è:
+\begin{functions}
+\headdecl{sys/types.h}
+\headdecl{sys/wait.h}
+\funcdecl{pid\_t wait(int *status)}
+
+Sospende il processo corrente finché un figlio non è uscito, o finché un
+segnale termina il processo o chiama una funzione di gestione.
+
+\bodydesc{La funzione restituisce il \acr{pid} del figlio in caso di successo
+ e -1 in caso di errore; \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
+ \end{errlist}}
+\end{functions}
+\noindent
+è presente fin dalle prime versioni di Unix; la funzione ritorna non appena un
+processo figlio termina. Se un figlio è già terminato la funzione ritorna
+immediatamente.
+
+Al ritorno lo stato di terminazione del processo viene salvato nella
+variabile puntata da \var{status} e tutte le informazioni relative al
+processo (vedi \secref{sec:proc_termination}) vengono rilasciate. Nel
+caso un processo abbia più figli il valore di ritorno permette di
+identificare qual'è quello che è uscito.
+
+Questa funzione ha il difetto di essere poco flessibile, in quanto
+ritorna all'uscita di un figlio qualunque. Nelle occasioni in cui è
+necessario attendere la conclusione di un processo specifico occorre
+predisporre un meccanismo che tenga conto dei processi già terminati, e
+provveda a ripetere la chiamata alla funzione nel caso il processo
+cercato sia ancora attivo.
+
+Per questo motivo lo standard POSIX.1 ha introdotto la funzione \func{waitpid}
+che effettua lo stesso servizio, ma dispone di una serie di funzionalità più
+ampie, legate anche al controllo di sessione. Dato che è possibile ottenere
+lo stesso comportamento di \func{wait} si consiglia di utilizzare sempre
+questa funzione, il cui prototipo è:
+\begin{functions}
+\headdecl{sys/types.h}
+\headdecl{sys/wait.h}
+\funcdecl{pid\_t waitpid(pid\_t pid, int *status, int options)}
+Attende la conclusione di un processo figlio.
+
+\bodydesc{La funzione restituisce il \acr{pid} del processo che è uscito, 0 se
+ è stata specificata l'opzione \macro{WNOHANG} e il processo non è uscito e
+ -1 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{EINTR}] se non è stata specificata l'opzione \macro{WNOHANG} e
+ la funzione è stata interrotta da un segnale.
+ \item[\macro{ECHILD}] il processo specificato da \param{pid} non esiste o
+ non è figlio del processo chiamante.
+ \end{errlist}}
+\end{functions}
+
+Le differenze principali fra le due funzioni sono che \func{wait} si blocca
+sempre fino a che un processo figlio non termina, mentre \func{waitpid} ha la
+possibilità si specificare un'opzione \macro{WNOHANG} che ne previene il
+blocco; inoltre \func{waitpid} può specificare quale processo attendere sulla
+base del valore fornito dall'argomento \param{pid}, secondo lo
+specchietto riportato in \ntab:
+\begin{table}[!htb]
+ \centering
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}[c]{|c|c|p{8cm}|}
+ \hline
+ \textbf{Valore} & \textbf{Macro} &\textbf{Significato}\\
+ \hline
+ \hline
+ $<-1$& -- & attende per un figlio il cui \textit{process group} è uguale al
+ valore assoluto di \var{pid}. \\
+ $-1$ & \macro{WAIT\_ANY} & attende per un figlio qualsiasi, usata in
+ questa maniera è equivalente a \func{wait}.\\
+ $0$ & \macro{WAIT\_MYPGRP} & attende per un figlio il cui \textit{process
+ group} è uguale a quello del processo chiamante. \\
+ $>0$ & -- &attende per un figlio il cui \acr{pid} è uguale al
+ valore di \var{pid}.\\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Significato dei valori del parametro \var{pid} della funzione
+ \func{waitpid}.}
+ \label{tab:proc_waidpid_pid}
+\end{table}
+
+Il comportamento di \func{waitpid} può inoltre essere modificato passando
+delle opportune opzioni tramite l'argomento \param{option}. I valori possibili
+sono il già citato \macro{WNOHANG}, che previene il blocco della funzione
+quando il processo figlio non è terminato, e \macro{WUNTRACED} (usata per il
+controllo di sessione, trattato in \capref{cha:session}) che fa ritornare la
+funzione anche per i processi figli che sono bloccati ed il cui stato non è
+stato ancora riportato al padre. Il valore dell'opzione deve essere
+specificato come maschera binaria ottenuta con l'OR delle suddette costanti
+con zero.
+
+La terminazione di un processo figlio è chiaramente un evento asincrono
+rispetto all'esecuzione di un programma e può avvenire in un qualunque
+momento. Per questo motivo, come accennato nella sezione precedente, una delle
+azioni prese dal kernel alla conclusione di un processo è quella di mandare un
+segnale di \macro{SIGCHLD} al padre. L'azione di default (si veda
+\secref{sec:sig_base}) per questo segnale è di essere ignorato, ma la sua
+generazione costituisce il meccanismo di comunicazione asincrona con cui il
+kernel avverte il processo padre che uno dei suoi figli è terminato.
+
+In genere in un programma non si vuole essere forzati ad attendere la
+conclusione di un processo per proseguire, specie se tutto questo serve solo
+per leggerne lo stato di chiusura (ed evitare la presenza di \textit{zombie}),
+per questo la modalità più usata per chiamare queste funzioni è quella di
+utilizzarle all'interno di un \textit{signal handler} (vedremo un esempio di
+come gestire \macro{SIGCHLD} con i segnali in \secref{sec:sig_example}). In
+questo caso infatti, dato che il segnale è generato dalla terminazione di un
+figlio, avremo la certezza che la chiamata a \func{wait} non si bloccherà.
+
+\begin{table}[!htb]
+ \centering
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}[c]{|c|p{10cm}|}
+ \hline
+ \textbf{Macro} & \textbf{Descrizione}\\
+ \hline
+ \hline
+ \macro{WIFEXITED(s)} & Condizione vera (valore non nullo) per un processo
+ figlio che sia terminato normalmente. \\
+ \macro{WEXITSTATUS(s)} & Restituisce gli otto bit meno significativi dello
+ stato di uscita del processo (passato attraverso \func{\_exit}, \func{exit}
+ o come valore di ritorno di \func{main}). Può essere valutata solo se
+ \macro{WIFEXITED} ha restituito un valore non nullo.\\
+ \macro{WIFSIGNALED(s)} & Vera se il processo figlio è terminato
+ in maniera anomala a causa di un segnale che non è stato catturato (vedi
+ \secref{sec:sig_notification}).\\
+ \macro{WTERMSIG(s)} & restituisce il numero del segnale che ha causato
+ la terminazione anomala del processo. Può essere valutata solo se
+ \macro{WIFSIGNALED} ha restituito un valore non nullo.\\
+ \macro{WCOREDUMP(s)} & Vera se il processo terminato ha generato un
+ file si \textit{core dump}. Può essere valutata solo se
+ \macro{WIFSIGNALED} ha restituito un valore non nullo.\footnote{questa
+ macro non è definita dallo standard POSIX.1, ma è presente come estensione
+ sia in Linux che in altri Unix.}\\
+ \macro{WIFSTOPPED(s)} & Vera se il processo che ha causato il ritorno di
+ \func{waitpid} è bloccato. L'uso è possibile solo avendo specificato
+ l'opzione \macro{WUNTRACED}. \\
+ \macro{WSTOPSIG(s)} & restituisce il numero del segnale che ha bloccato
+ il processo, Può essere valutata solo se \macro{WIFSTOPPED} ha
+ restituito un valore non nullo. \\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Descrizione delle varie macro di preprocessore utilizzabili per
+ verificare lo stato di terminazione \var{s} di un processo.}
+ \label{tab:proc_status_macro}
+\end{table}
+
+Entrambe le funzioni di attesa restituiscono lo stato di terminazione del
+processo tramite il puntatore \param{status} (se non interessa memorizzare lo
+stato si può passare un puntatore nullo). Il valore restituito da entrambe le
+funzioni dipende dall'implementazione, e tradizionalmente alcuni bit (in
+genere 8) sono riservati per memorizzare lo stato di uscita, e altri per
+indicare il segnale che ha causato la terminazione (in caso di conclusione
+anomala), uno per indicare se è stato generato un core file, ecc.\footnote{le
+ definizioni esatte si possono trovare in \file{<bits/waitstatus.h>} ma
+ questo file non deve mai essere usato direttamente, esso viene incluso
+ attraverso \file{<sys/wait.h>}.}
+
+Lo standard POSIX.1 definisce una serie di macro di preprocessore da usare per
+analizzare lo stato di uscita. Esse sono definite sempre in
+\file{<sys/wait.h>} ed elencate in \tabref{tab:proc_status_macro} (si tenga
+presente che queste macro prendono come parametro la variabile di tipo
+\ctyp{int} puntata da \var{status}).
+
+Si tenga conto che nel caso di conclusione anomala il valore restituito da
+\macro{WTERMSIG} può essere confrontato con le costanti definite in
+\file{signal.h} ed elencate in \tabref{tab:sig_signal_list}, e stampato usando
+le apposite funzioni trattate in \secref{sec:sig_strsignal}.
+
+
+\subsection{Le funzioni \func{wait3} e \func{wait4}}
+\label{sec:proc_wait4}
+
+Linux, seguendo un'estensione di BSD, supporta altre due funzioni per la
+lettura dello stato di terminazione di un processo \func{wait3} e
+\func{wait4}, analoghe alle precedenti ma che prevedono un ulteriore
+parametro attraverso il quale il kernel può restituire al padre informazioni
+sulle risorse usate dal processo terminato e dai vari figli. I prototipi di
+queste funzioni, che diventano accessibili definendo la costante
+\macro{\_USE\_BSD}, sono:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/times.h}
+ \headdecl{sys/types.h}
+ \headdecl{sys/wait.h}
+ \headdecl{sys/resource.h}
+ \funcdecl{pid\_t wait4(pid\_t pid, int * status, int options, struct rusage
+ * rusage)}
+ È identica a \func{waitpid} sia per comportamento che per i
+ valori dei parametri, ma restituisce in \param{rusage} un sommario delle
+ risorse usate dal processo (per i dettagli vedi \secref{sec:sys_xxx})
+
+ \funcdecl{pid\_t wait3(int *status, int options, struct rusage *rusage)}
+ Prima versione, equivalente a \code{wait4(-1, \&status, opt, rusage)} è
+ ormai deprecata in favore di \func{wait4}.
+\end{functions}
+\noindent
+la struttura \type{rusage} è definita in \file{sys/resource.h}, e viene
+utilizzata anche dalla funzione \func{getrusage} (vedi \secref{sec:sys_xxx})
+per ottenere le risorse di sistema usate da un processo; la sua definizione è
+riportata in \figref{fig:sys_rusage_struct}.
+
+In genere includere esplicitamente \file{<sys/time.h>} non è più
+necessario, ma aumenta la portabilità, e serve in caso si debba accedere
+ai campi di \var{rusage} definiti come \type{struct timeval}. La
+struttura è ripresa da BSD 4.3, attualmente (con il kernel 2.4.x) i soli
+campi che sono mantenuti sono: \var{ru\_utime}, \var{ru\_stime},
+\var{ru\_minflt}, \var{ru\_majflt}, e \var{ru\_nswap}.
+
+
+\subsection{Le funzioni \func{exec}}
\label{sec:proc_exec}
+Abbiamo già detto che una delle modalità principali con cui si utilizzano i
+processi in Unix è quella di usarli per lanciare nuovi programmi: questo viene
+fatto attraverso una delle funzioni della famiglia \func{exec}. Quando un
+processo chiama una di queste funzioni esso viene completamente sostituito dal
+nuovo programma; il \acr{pid} del processo non cambia, dato che non viene
+creato un nuovo processo, la funzione semplicemente rimpiazza lo stack, lo
+heap, i dati ed il testo del processo corrente con un nuovo programma letto da
+disco.
+
+Ci sono sei diverse versioni di \func{exec} (per questo la si è chiamata
+famiglia di funzioni) che possono essere usate per questo compito, in realtà
+(come mostrato in \figref{fig:proc_exec_relat}), sono tutte un front-end a
+\func{execve}. Il prototipo di quest'ultima è:
+\begin{prototype}{unistd.h}
+{int execve(const char *filename, char *const argv[], char *const envp[])}
+ Esegue il programma contenuto nel file \param{filename}.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna solo in caso di errore, restituendo -1; nel
+ qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{EACCES}] il file non è eseguibile, oppure il filesystem è
+ montato in \cmd{noexec}, oppure non è un file normale o un interprete.
+ \item[\macro{EPERM}] il file ha i bit \acr{suid} o \acr{sgid}, l'utente non
+ è root, e o il processo viene tracciato, o il filesystem è montato con
+ l'opzione \cmd{nosuid}.
+ \item[\macro{ENOEXEC}] il file è in un formato non eseguibile o non
+ riconosciuto come tale, o compilato per un'altra architettura.
+ \item[\macro{ENOENT}] il file o una delle librerie dinamiche o l'interprete
+ necessari per eseguirlo non esistono.
+ \item[\macro{ETXTBSY}] L'eseguibile è aperto in scrittura da uno o più
+ processi.
+ \item[\macro{EINVAL}] L'eseguibile ELF ha più di un segmento
+ \macro{PF\_INTERP}, cioè chiede di essere eseguito da più di un
+ interprete.
+ \item[\macro{ELIBBAD}] Un interprete ELF non è in un formato
+ riconoscibile.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre anche \macro{EFAULT}, \macro{ENOMEM}, \macro{EIO},
+ \macro{ENAMETOOLONG}, \macro{E2BIG}, \macro{ELOOP}, \macro{ENOTDIR},
+ \macro{ENFILE}, \macro{EMFILE}.}
+\end{prototype}
+
+La funzione \func{exec} esegue il file o lo script indicato da
+\var{filename}, passandogli la lista di argomenti indicata da \var{argv}
+e come ambiente la lista di stringhe indicata da \var{envp}; entrambe le
+liste devono essere terminate da un puntatore nullo. I vettori degli
+argomenti e dell'ambiente possono essere acceduti dal nuovo programma
+quando la sua funzione \func{main} è dichiarata nella forma
+\code{main(int argc, char *argv[], char *envp[])}.
+
+Le altre funzioni della famiglia servono per fornire all'utente una serie
+possibile di diverse interfacce per la creazione di un nuovo processo. I loro
+prototipi sono:
+\begin{functions}
+\headdecl{unistd.h}
+\funcdecl{int execl(const char *path, const char *arg, ...)}
+\funcdecl{int execv(const char *path, char *const argv[])}
+\funcdecl{int execle(const char *path, const char *arg, ..., char
+* const envp[])}
+\funcdecl{int execlp(const char *file, const char *arg, ...)}
+\funcdecl{int execvp(const char *file, char *const argv[])}
+
+Sostituiscono l'immagine corrente del processo con quella indicata nel primo
+argomento. I parametri successivi consentono di specificare gli argomenti a
+linea di comando e l'ambiente ricevuti dal nuovo processo.
+
+\bodydesc{Queste funzioni ritornano solo in caso di errore, restituendo
+ -1; nel qual caso \var{errno} andrà ad assumere i valori visti in
+ precedenza per \func{execve}.}
+\end{functions}
+
+Per capire meglio le differenze fra le funzioni della famiglia si può fare
+riferimento allo specchietto riportato in \ntab. La prima differenza riguarda
+le modalità di passaggio dei parametri che poi andranno a costituire gli
+argomenti a linea di comando (cioè i valori di \var{argv} e \var{argc} visti
+dalla funzione \func{main} del programma chiamato).
+
+Queste modalità sono due e sono riassunte dagli mnemonici \code{v} e \code{l}
+che stanno rispettivamente per \textit{vector} e \textit{list}. Nel primo caso
+gli argomenti sono passati tramite il vettore di puntatori \var{argv[]} a
+stringhe terminate con zero che costituiranno gli argomenti a riga di comando,
+questo vettore \emph{deve} essere terminato da un puntatore nullo.
+
+Nel secondo caso le stringhe degli argomenti sono passate alla funzione come
+lista di puntatori, nella forma:
+\begin{lstlisting}[labelstep=0,frame=,indent=1cm]{}
+ char *arg0, char *arg1, ..., char *argn, NULL
+\end{lstlisting}
+che deve essere terminata da un puntatore nullo. In entrambi i casi vale la
+convenzione che il primo argomento (\var{arg0} o \var{argv[0]}) viene usato
+per indicare il nome del file che contiene il programma che verrà eseguito.
+
+\begin{table}[!htb]
+ \footnotesize
+ \centering
+ \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c||c|c|c|}
+ \hline
+ \multicolumn{1}{|c|}{\textbf{Caratteristiche}} &
+ \multicolumn{6}{|c|}{\textbf{Funzioni}} \\
+ \hline
+ &\func{execl\ }&\func{execlp}&\func{execle}
+ &\func{execv\ }& \func{execvp}& \func{execve} \\
+ \hline
+ \hline
+ argomenti a lista &$\bullet$&$\bullet$&$\bullet$&&& \\
+ argomenti a vettore &&&&$\bullet$&$\bullet$&$\bullet$\\
+ \hline
+ filename completo &&$\bullet$&&&$\bullet$& \\
+ ricerca su \var{PATH}&$\bullet$&&$\bullet$&$\bullet$&&$\bullet$ \\
+ \hline
+ ambiente a vettore &&&$\bullet$&&&$\bullet$ \\
+ uso di \var{environ} &$\bullet$&$\bullet$&&$\bullet$&$\bullet$& \\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Confronto delle caratteristiche delle varie funzioni della
+ famiglia \func{exec}.}
+ \label{tab:proc_exec_scheme}
+\end{table}
+
+La seconda differenza fra le funzioni riguarda le modalità con cui si
+specifica il programma che si vuole eseguire. Con lo mnemonico \code{p} si
+indicano le due funzioni che replicano il comportamento della shell nello
+specificare il comando da eseguire; quando il parametro \var{file} non
+contiene una \file{/} esso viene considerato come un nome di programma, e
+viene eseguita automaticamente una ricerca fra i file presenti nella lista di
+directory specificate dalla variabile di ambiente \var{PATH}. Il file che
+viene posto in esecuzione è il primo che viene trovato. Se si ha un errore
+relativo a permessi di accesso insufficienti (cioè l'esecuzione della
+sottostante \func{execve} ritorna un \macro{EACCESS}), la ricerca viene
+proseguita nelle eventuali ulteriori directory indicate in \var{PATH}; solo se
+non viene trovato nessun altro file viene finalmente restituito
+\macro{EACCESS}.
+
+Le altre quattro funzioni si limitano invece a cercare di eseguire il file
+indicato dal parametro \var{path}, che viene interpretato come il
+\textit{pathname} del programma.
+
+\begin{figure}[htb]
+ \centering
+ \includegraphics[width=13cm]{img/exec_rel}
+ \caption{La interrelazione fra le sei funzioni della famiglia \func{exec}.}
+ \label{fig:proc_exec_relat}
+\end{figure}
+
+La terza differenza è come viene passata la lista delle variabili di ambiente.
+Con lo mnemonico \code{e} vengono indicate quelle funzioni che necessitano di
+un vettore di parametri \var{envp[]} analogo a quello usato per gli argomenti
+a riga di comando (terminato quindi da un \macro{NULL}), le altre usano il
+valore della variabile \var{environ} (vedi \secref{sec:proc_environ}) del
+processo di partenza per costruire l'ambiente.
+
+Oltre a mantenere lo stesso \acr{pid}, il nuovo programma fatto partire da
+\func{exec} assume anche una serie di altre proprietà del processo chiamante;
+la lista completa è la seguente:
+\begin{itemize*}
+\item il \textit{process id} (\acr{pid}) ed il \textit{parent process id}
+ (\acr{ppid}).
+\item il \textit{real user id} ed il \textit{real group id} (vedi
+ \secref{sec:proc_access_id}).
+\item i \textit{supplementary group id} (vedi \secref{sec:proc_access_id}).
+\item il \textit{session id} ed il \textit{process group id} (vedi
+ \secref{sec:sess_xxx}).
+\item il terminale di controllo (vedi \secref{sec:sess_xxx}).
+\item il tempo restante ad un allarme (vedi \secref{sec:sig_alarm_abort}).
+\item la directory radice e la directory di lavoro corrente (vedi
+ \secref{sec:file_work_dir}).
+\item la maschera di creazione dei file (\var{umask}, vedi
+ \secref{sec:file_umask}) ed i \textit{lock} sui file (vedi
+ \secref{sec:file_locking}).
+\item i segnali sospesi (\textit{pending}) e la maschera dei segnali (si veda
+ \secref{sec:sig_sigmask}).
+\item i limiti sulle risorse (vedi \secref{sec:sys_limits}).
+\item i valori delle variabili \var{tms\_utime}, \var{tms\_stime},
+ \var{tms\_cutime}, \var{tms\_ustime} (vedi \secref{sec:xxx_xxx}).
+\end{itemize*}
+
+Inoltre i segnali che sono stati settati per essere ignorati nel processo
+chiamante mantengono lo stesso settaggio pure nel nuovo programma, tutti gli
+altri segnali vengono settati alla loro azione di default. Un caso speciale è
+il segnale \macro{SIGCHLD} che, quando settato a \macro{SIG\_IGN}, può anche
+non essere resettato a \macro{SIG\_DFL} (si veda \secref{sec:sig_gen_beha}).
+
+La gestione dei file aperti dipende dal valore che ha il flag di
+\textit{close-on-exec} (trattato in \secref{sec:file_fcntl}) per ciascun file
+descriptor. I file per cui è settato vengono chiusi, tutti gli altri file
+restano aperti. Questo significa che il comportamento di default è che i file
+restano aperti attraverso una \func{exec}, a meno di una chiamata esplicita a
+\func{fcntl} che setti il suddetto flag.
+
+Per le directory, lo standard POSIX.1 richiede che esse vengano chiuse
+attraverso una \func{exec}, in genere questo è fatto dalla funzione
+\func{opendir} (vedi \secref{sec:file_dir_read}) che effettua da sola il
+settaggio del flag di \textit{close-on-exec} sulle directory che apre, in
+maniera trasparente all'utente.
+
+Abbiamo detto che il \textit{real user id} ed il \textit{real group id}
+restano gli stessi all'esecuzione di \func{exec}; lo stesso vale per
+l'\textit{effective user id} ed l'\textit{effective group id}, tranne quando
+il file che si va ad eseguire abbia o il \acr{suid} bit o lo \acr{sgid} bit
+settato, in questo caso l'\textit{effective user id} e l'\textit{effective
+ group id} vengono settati rispettivamente all'utente o al gruppo cui il file
+appartiene (per i dettagli vedi \secref{sec:proc_perms}).
+
+Se il file da eseguire è in formato \emph{a.out} e necessita di librerie
+condivise, viene lanciato il \textit{linker} dinamico \cmd{ld.so} prima del
+programma per caricare le librerie necessarie ed effettuare il link
+dell'eseguibile. Se il programma è in formato ELF per caricare le librerie
+dinamiche viene usato l'interprete indicato nel segmento \macro{PT\_INTERP},
+in genere questo è \file{/lib/ld-linux.so.1} per programmi linkati con le
+\emph{libc5}, e \file{/lib/ld-linux.so.2} per programmi linkati con le
+\emph{glibc}. Infine nel caso il file sia uno script esso deve iniziare con
+una linea nella forma \cmd{\#!/path/to/interpreter} dove l'interprete indicato
+deve esse un valido programma (binario, non un altro script) che verrà
+chiamato come se si fosse eseguito il comando \cmd{interpreter [arg]
+ filename}.
+
+Con la famiglia delle \func{exec} si chiude il novero delle funzioni su cui è
+basata la gestione dei processi in Unix: con \func{fork} si crea un nuovo
+processo, con \func{exec} si avvia un nuovo programma, con \func{exit} e
+\func{wait} si effettua e verifica la conclusione dei programmi. Tutte le
+altre funzioni sono ausiliarie e servono la lettura e il settaggio dei vari
+parametri connessi ai processi.
\label{sec:proc_perms}
In questa sezione esamineremo le problematiche relative al controllo di
-accesso dal punto di vista del processi; gli identificativi usati, come questi
-vengono modificati nella creazione e nel lancio di nuovi processi, e le varie
-funzioni per la loro manipolazione diretta.
+accesso dal punto di vista del processi; vedremo quali sono gli identificatori
+usati, come questi possono essere modificati nella creazione e nel lancio di
+nuovi processi, le varie funzioni per la loro manipolazione diretta e tutte le
+problematiche connesse ad una gestione accorta dei privilegi.
+
+\subsection{Gli identificatori del controllo di accesso}
+\label{sec:proc_access_id}
-\subsection{Utente e gruppo di un processo}
-\label{sec:proc_user_group}
+Come accennato in \secref{sec:intro_multiuser} il modello base\footnote{in
+ realtà già esistono estensioni di questo modello base, che lo rendono più
+ flessibile e controllabile, come le \textit{capabilities}, le ACL per i file
+ o il \textit{Mandatory Access Control} di SELinux.} di sicurezza di un
+sistema unix-like è fondato sui concetti di utente e gruppo, e sulla
+separazione fra l'amministratore (\textsl{root}, detto spesso anche
+\textit{superuser}) che non è sottoposto a restrizioni, ed il resto degli
+utenti, per i quali invece vengono effettuati i vari controlli di accesso.
-Abbiamo già accennato in \secref{sec:intro_multiuser} ad ogni utente ed gruppo
-sono associati due identificatori univoci, lo \acr{uid} e il \acr{gid} che li
-contraddistinguono nei confonti del kernel. Questi identificatori stanno alla
-base del sistema di permessi e protezioni di un sistema unix, e vengono usati
-anche nella gestione dei privilegi di accesso dei processi.
+%Benché il sistema sia piuttosto semplice (è basato su un solo livello di
+% separazione) il sistema permette una
+%notevole flessibilità,
+
+Abbiamo già accennato come il sistema associ ad ogni utente e gruppo due
+identificatori univoci, lo \acr{uid} e il \acr{gid}; questi servono al kernel
+per identificare uno specifico utente o un gruppo di utenti, per poi poter
+controllare che essi siano autorizzati a compiere le operazioni richieste. Ad
+esempio in \secref{sec:file_access_control} vedremo come ad ogni file vengano
+associati un utente ed un gruppo (i suoi \textsl{proprietari}, indicati
+appunto tramite un \acr{uid} ed un \acr{gid}) che vengono controllati dal
+kernel nella gestione dei permessi di accesso.
+
+Dato che tutte le operazioni del sistema vengono compiute dai processi, è
+evidente che per poter implementare un controllo sulle operazioni occorre
+anche poter identificare chi è che ha lanciato un certo programma, e pertanto
+anche a ciascun processo è associato un utente e a un gruppo.
+
+Un semplice controllo di una corrispondenza fra identificativi non garantisce
+però sufficiente flessibilità per tutti quei casi in cui è necessario poter
+disporre di privilegi diversi, o dover impersonare un altro utente per un
+limitato insieme di operazioni. Per questo motivo in generale tutti gli Unix
+prevedono che i processi abbiano almeno due gruppi di identificatori, chiamati
+rispettivamente \textit{real} ed \textit{effective}.
-In realtà ad ogni processo è associato un certo numero di identificatori, il
-cui elenco è riportato \ntab, in genere questi derivano direttamente
-dall'utente che ha lanciato il processo (attraverso i valori di \acr{uid} e
-\acr{gid}), e vengono usati sia per il controllo di accesso ai file che per la
-gestione dei privilegi associati ai processi stessi.
\begin{table}[htb]
+ \footnotesize
\centering
- \begin{tabular}[c]{|c|l|l|}
+ \begin{tabular}[c]{|c|l|p{6.5cm}|}
\hline
- Sigla & Significato & Utilizzo \\
+ \textbf{Suffisso} & \textbf{Significato} & \textbf{Utilizzo} \\
\hline
\hline
- \acr{ruid} & \textit{real user id} & indica l'utente reale che ha lanciato
+ \acr{uid} & \textit{real user id} & indica l'utente che ha lanciato
il programma\\
- \acr{rgid} & \textit{real group id} & indica il gruppo reale dell'utente
+ \acr{gid} & \textit{real group id} & indica il gruppo dell'utente
che ha lanciato il programma \\
- \acr{euid} & \textit{effective user id} & indica l'utente effettivo usato
- dal programma \\
- \acr{egid} & \textit{effective group id} & indica il gruppo effettivo usato
- dal programma \\
- & \textit{supplementary group id} & indica i gruppi cui
+ \hline
+ \acr{euid} & \textit{effective user id} & indica l'utente usato
+ dal programma nel controllo di accesso \\
+ \acr{egid} & \textit{effective group id} & indica il gruppo
+ usato dal programma nel controllo di accesso \\
+ -- & \textit{supplementary group id} & indica i gruppi cui
l'utente appartiene \\
- \acr{suid} & \textit{saved user id} & indica l'utente \\
- \acr{sgid} & \textit{daved group id} & indica il gruppo \\
+ \hline
+ -- & \textit{saved user id} & copia dell'\acr{euid} iniziale\\
+ -- & \textit{saved group id} & copia dell'\acr{egid} iniziale \\
+ \hline
\acr{fsuid} & \textit{filesystem user id} & indica l'utente effettivo per
il filesystem \\
\acr{fsgid} & \textit{filesystem group id} & indica il gruppo effettivo
per il filesystem \\
\hline
\end{tabular}
- \caption{Identificatori di utente e gruppo associati a ciascun processo.}
+ \caption{Identificatori di utente e gruppo associati a ciascun processo con
+ indicazione dei suffissi usati dalle varie funzioni di manipolazione.}
\label{tab:proc_uid_gid}
\end{table}
-Il \textit{real user id} e il \textit{real group id} indicano l'utente che ha
-lanciato il processo, e vengono settati al login al valore standard di
-\acr{uid} e \acr{gid} dell'utente letti direttamente da \file{/etc/passwd}.
-Questi non vengono mai cambiati nella creazione di nuovi processi e restano
-sempre gli stessi per tutti i processi avviati in una sessione. In realtà è
-possibile modificarli (vedi \secref{sec:proc_setuid}), ma solo per un processo
-che abbia i privilegi di amministratore (ed è così infatti che \cmd{login} li
-setta ai valori corrispondenti all'utente che entra nel sistema).
-
-L'\textit{effective user id}, l'\textit{effective group id} e gli eventuali
-\textit{supplementary group id} sono gli identificativi usati per il controllo
-di accesso ai file secondo quanto descritto in dettaglio in
-\secref{sec:file_perm_overview}. Normalmente sono uguali al \textit{real user
- id} e al \textit{real group id}, a meno che il file posto in esecuzione non
-abbia i bit \acr{suid} o \acr{sgid} settati, nel qual caso vengono settati
-rispettivamente all'\acr{uid} e \acr{gid} del file.
+Al primo gruppo appartengono il \textit{real user id} e il \textit{real group
+ id}: questi vengono settati al login ai valori corrispondenti all'utente con
+cui si accede al sistema (e relativo gruppo di default). Servono per
+l'identificazione dell'utente e normalmente non vengono mai cambiati. In
+realtà vedremo (in \secref{sec:proc_setuid}) che è possibile modificarli, ma
+solo ad un processo che abbia i privilegi di amministratore; questa
+possibilità è usata ad esempio da \cmd{login} che, una volta completata la
+procedura di autenticazione, lancia una shell per la quale setta questi
+identificatori ai valori corrispondenti all'utente che entra nel sistema.
+
+Al secondo gruppo appartengono l'\textit{effective user id} e
+l'\textit{effective group id} (a cui si aggiungono gli eventuali
+\textit{supplementary group id} dei gruppi dei quali l'utente fa parte).
+Questi sono invece gli identificatori usati nella verifiche dei permessi del
+processo e per il controllo di accesso ai file (argomento affrontato in
+dettaglio in \secref{sec:file_perm_overview}).
+
+Questi identificatori normalmente sono identici ai corrispondenti del gruppo
+\textit{real} tranne nel caso in cui, come accennato in
+\secref{sec:proc_exec}, il programma che si è posto in esecuzione abbia i bit
+\acr{suid} o \acr{sgid} settati (il significato di questi bit è affrontato in
+dettaglio in \secref{sec:file_suid_sgid}). In questo caso essi saranno settati
+all'utente e al gruppo proprietari del file. Questo consente, per programmi in
+cui ci sia necessità, di dare a qualunque utente normale privilegi o permessi
+di un'altro (o dell'amministratore).
+
+Come nel caso del \acr{pid} e del \acr{ppid} tutti questi identificatori
+possono essere letti dal processo attraverso delle opportune funzioni, i cui
+prototipi sono i seguenti:
+\begin{functions}
+ \headdecl{unistd.h}
+ \headdecl{sys/types.h}
+ \funcdecl{uid\_t getuid(void)} Restituisce il \textit{real user id} del
+ processo corrente.
+
+ \funcdecl{uid\_t geteuid(void)} Restituisce l'\textit{effective user id} del
+ processo corrente.
+
+ \funcdecl{gid\_t getgid(void)} Restituisce il \textit{real group id} del
+ processo corrente.
+
+ \funcdecl{gid\_t getegid(void)} Restituisce l'\textit{effective group id} del
+ processo corrente.
+
+ \bodydesc{Queste funzioni non riportano condizioni di errore.}
+\end{functions}
+
+In generale l'uso di privilegi superiori deve essere limitato il più
+possibile, per evitare abusi e problemi di sicurezza, per questo occorre anche
+un meccanismo che consenta ad un programma di rilasciare gli eventuali
+maggiori privilegi necessari, una volta che si siano effettuate le operazioni
+per i quali erano richiesti, e a poterli eventualmente recuperare in caso
+servano di nuovo.
+
+Questo in Linux viene fatto usando altri due gruppi di identificatori, il
+\textit{saved} ed il \textit{filesystem}, analoghi ai precedenti. Il primo
+gruppo è lo stesso usato in SVr4, e previsto dallo standard POSIX quando è
+definita la costante \macro{\_POSIX\_SAVED\_IDS},\footnote{in caso si abbia a
+ cuore la portabilità del programma su altri Unix è buona norma controllare
+ sempre la disponibilità di queste funzioni controllando se questa costante è
+ definita.} il secondo gruppo è specifico di Linux e viene usato per
+migliorare la sicurezza con NFS.
Il \textit{saved user id} e il \textit{saved group id} sono copie
dell'\textit{effective user id} e dell'\textit{effective group id} del
-processo padre, e vengono settati all'avvio del processo, prima che
-\textit{effective user id} e \textit{effective group id} vengano modificati
-per tener conto di eventuali \acr{suid} o \acr{sgid}.
+processo padre, e vengono settati dalla funzione \func{exec} all'avvio del
+processo, come copie dell'\textit{effective user id} e dell'\textit{effective
+ group id} dopo che questo sono stati settati tenendo conto di eventuali
+\acr{suid} o \acr{sgid}. Essi quindi consentono di tenere traccia di quale
+fossero utente e gruppo effettivi all'inizio dell'esecuzione di un nuovo
+programma.
+
+Il \textit{filesystem user id} e il \textit{filesystem group id} sono
+un'estensione introdotta in Linux per rendere più sicuro l'uso di NFS
+(torneremo sull'argomento in \secref{sec:proc_setfsuid}). Essi sono una
+replica dei corrispondenti \textit{effective id}, ai quali si sostituiscono
+per tutte le operazioni di verifica dei permessi relativi ai file (trattate in
+\secref{sec:file_perm_overview}). Ogni cambiamento effettuato sugli
+\textit{effective id} viene automaticamente riportato su di essi, per cui in
+condizioni normali se ne può tranquillamente ignorare l'esistenza, in quanto
+saranno del tutto equivalenti ai precedenti.
+Uno specchietto riassuntivo, contenente l'elenco completo degli identificatori
+di utente e gruppo associati dal kernel ad ogni processo, è riportato in
+\tabref{tab:proc_uid_gid}.
-\subsection{Le funzioni \texttt{setuid} e \texttt{setgid}}
+
+\subsection{Le funzioni \func{setuid} e \func{setgid}}
\label{sec:proc_setuid}
+Le due funzioni che vengono usate per cambiare identità (cioè utente e gruppo
+di appartenenza) ad un processo sono rispettivamente \func{setuid} e
+\func{setgid}; come accennato in \secref{sec:proc_access_id} in Linux esse
+seguono la semantica POSIX che prevede l'esistenza del \textit{saved user id}
+e del \textit{saved group id}; i loro prototipi sono:
+\begin{functions}
+\headdecl{unistd.h}
+\headdecl{sys/types.h}
+
+\funcdecl{int setuid(uid\_t uid)} Setta l'\textit{user id} del processo
+corrente.
+
+\funcdecl{int setgid(gid\_t gid)} Setta il \textit{group id} del processo
+corrente.
+
+\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
+ di fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EPERM}.}
+\end{functions}
+
+Il funzionamento di queste due funzioni è analogo, per cui considereremo solo
+la prima; la seconda si comporta esattamente allo stesso modo facendo
+riferimento al \textit{group id} invece che all'\textit{user id}. Gli
+eventuali \textit{supplementary group id} non vengono modificati.
+
+
+L'effetto della chiamata è diverso a seconda dei privilegi del processo; se
+l'\textit{effective user id} è zero (cioè è quello dell'amministratore di
+sistema) allora tutti gli identificatori (\textit{real}, \textit{effective}
+e \textit{saved}) vengono settati al valore specificato da \var{uid},
+altrimenti viene settato solo l'\textit{effective user id}, e soltanto se il
+valore specificato corrisponde o al \textit{real user id} o al \textit{saved
+ user id}. Negli altri casi viene segnalato un errore (con \macro{EPERM}).
+
+Come accennato l'uso principale di queste funzioni è quello di poter
+consentire ad un programma con i bit \acr{suid} o \acr{sgid} settati di
+riportare l'\textit{effective user id} a quello dell'utente che ha lanciato il
+programma, effettuare il lavoro che non necessita di privilegi aggiuntivi, ed
+eventualmente tornare indietro.
+
+Come esempio per chiarire l'uso di queste funzioni prendiamo quello con cui
+viene gestito l'accesso al file \file{/var/log/utmp}. In questo file viene
+registrato chi sta usando il sistema al momento corrente; chiaramente non può
+essere lasciato aperto in scrittura a qualunque utente, che potrebbe
+falsificare la registrazione. Per questo motivo questo file (e l'analogo
+\file{/var/log/wtmp} su cui vengono registrati login e logout) appartengono ad
+un gruppo dedicato (\acr{utmp}) ed i programmi che devono accedervi (ad
+esempio tutti i programmi di terminale in X, o il programma \cmd{screen} che
+crea terminali multipli su una console) appartengono a questo gruppo ed hanno
+il bit \acr{sgid} settato.
+
+Quando uno di questi programmi (ad esempio \cmd{xterm}) viene lanciato, la
+situazione degli identificatori è la seguente:
+\begin{eqnarray*}
+ \label{eq:1}
+ \textit{real group id} &=& \textrm{\acr{gid} (del chiamante)} \\
+ \textit{effective group id} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
+ \textit{saved group id} &=& \textrm{\acr{utmp}}
+\end{eqnarray*}
+in questo modo, dato che l'\textit{effective group id} è quello giusto, il
+programma può accedere a \file{/var/log/utmp} in scrittura ed aggiornarlo. A
+questo punto il programma può eseguire una \code{setgid(getgid())} per settare
+l'\textit{effective group id} a quello dell'utente (e dato che il \textit{real
+ group id} corrisponde la funzione avrà successo), in questo modo non sarà
+possibile lanciare dal terminale programmi che modificano detto file, in tal
+caso infatti la situazione degli identificatori sarebbe:
+\begin{eqnarray*}
+ \label{eq:2}
+ \textit{real group id} &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)} \\
+ \textit{effective group id} &=& \textrm{\acr{gid}} \\
+ \textit{saved group id} &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
+\end{eqnarray*}
+e ogni processo lanciato dal terminale avrebbe comunque \acr{gid} come
+\textit{effective group id}. All'uscita dal terminale, per poter di nuovo
+aggiornare lo stato di \file{/var/log/utmp} il programma eseguirà una
+\code{setgid(utmp)} (dove \var{utmp} è il valore numerico associato al gruppo
+\acr{utmp}, ottenuto ad esempio con una precedente \func{getegid}), dato che
+in questo caso il valore richiesto corrisponde al \textit{saved group id} la
+funzione avrà successo e riporterà la situazione a:
+\begin{eqnarray*}
+ \label{eq:3}
+ \textit{real group id} &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)} \\
+ \textit{effective group id} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
+ \textit{saved group id} &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
+\end{eqnarray*}
+consentendo l'accesso a \file{/var/log/utmp}.
+
+Occorre però tenere conto che tutto questo non è possibile con un processo con
+i privilegi di root, in tal caso infatti l'esecuzione una \func{setuid}
+comporta il cambiamento di tutti gli identificatori associati al processo,
+rendendo impossibile riguadagnare i privilegi di amministratore. Questo
+comportamento è corretto per l'uso che ne fa \cmd{login} una volta che crea
+una nuova shell per l'utente; ma quando si vuole cambiare soltanto
+l'\textit{effective user id} del processo per cedere i privilegi occorre
+ricorrere ad altre funzioni (si veda ad esempio \secref{sec:proc_seteuid}).
+
+
+\subsection{Le funzioni \func{setreuid} e \func{setresuid}}
+\label{sec:proc_setreuid}
+
+Queste due funzioni derivano da BSD che, non supportando\footnote{almeno fino
+ alla versione 4.3+BSD TODO, FIXME verificare e aggiornare la nota.} i
+\textit{saved id}, le usava per poter scambiare fra di loro \textit{effective}
+e \textit{real id}. I loro prototipi sono:
+\begin{functions}
+\headdecl{unistd.h}
+\headdecl{sys/types.h}
+
+\funcdecl{int setreuid(uid\_t ruid, uid\_t euid)} Setta il \textit{real user
+ id} e l'\textit{effective user id} del processo corrente ai valori
+specificati da \var{ruid} e \var{euid}.
+
+\funcdecl{int setregid(gid\_t rgid, gid\_t egid)} Setta il \textit{real group
+ id} e l'\textit{effective group id} del processo corrente ai valori
+specificati da \var{rgid} e \var{egid}.
+
+\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
+ di fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EPERM}.}
+\end{functions}
+
+I processi non privilegiati possono settare i \textit{real id} soltanto ai
+valori dei loro \textit{effective id} o \textit{real id} e gli
+\textit{effective id} ai valori dei loro \textit{real id}, \textit{effective
+ id} o \textit{saved id}; valori diversi comportano il fallimento della
+chiamata; l'amministratore invece può specificare un valore qualunque.
+Specificando un valore di -1 l'identificatore corrispondente viene lasciato
+inalterato.
+
+Con queste funzione si possono scambiare fra loro \textit{real id} e
+\textit{effective id}, e pertanto è possibile implementare un comportamento
+simile a quello visto in precedenza per \func{setgid}, cedendo i privilegi con
+un primo scambio, e recuperandoli, eseguito il lavoro non privilegiato, con un
+secondo scambio.
+
+In questo caso però occorre porre molta attenzione quando si creano nuovi
+processi nella fase intermedia in cui si sono scambiati gli identificatori, in
+questo caso infatti essi avranno un \textit{real id} privilegiato, che dovrà
+essere esplicitamente eliminato prima di porre in esecuzione un nuovo
+programma (occorrerà cioè eseguire un'altra chiamata dopo la \func{fork}, e
+prima della \func{exec} per uniformare i \textit{real id} agli
+\textit{effective id}) in caso contrario quest'ultimo potrebbe a sua volta
+effettuare uno scambio e riottenere privilegi non previsti.
+
+Lo stesso problema di propagazione dei privilegi ad eventuali processi figli
+si porrebbe per i \textit{saved id}: queste funzioni derivano da
+un'implementazione che non ne prevede la presenza, e quindi non è possibile
+usarle per correggere la situazione come nel caso precedente. Per questo
+motivo in Linux tutte le volte che tali funzioni vengono usate per modificare
+uno degli identificatori ad un valore diverso dal \textit{real id} precedente,
+il \textit{saved id} viene sempre settato al valore dell'\textit{effective
+ id}.
+
+
-\subsection{Le funzioni \texttt{seteuid} e \texttt{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 usate per cambiare gli
+\textit{effective id}; i loro prototipi sono:
+\begin{functions}
+\headdecl{unistd.h}
+\headdecl{sys/types.h}
+
+\funcdecl{int seteuid(uid\_t uid)} Setta l'\textit{effective user id} del
+processo corrente a \var{uid}.
+
+\funcdecl{int setegid(gid\_t gid)} Setta l'\textit{effective group id} del
+processo corrente a \var{gid}.
+
+\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
+ di fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EPERM}.}
+\end{functions}
+
+Gli utenti normali possono settare l'\textit{effective id} solo al valore del
+\textit{real id} o del \textit{saved id}, l'amministratore può specificare
+qualunque valore. Queste funzioni sono usate per permettere a root di settare
+solo l'\textit{effective id}, dato che l'uso normale di \func{setuid} comporta
+il settaggio di tutti gli identificatori.
+
+
+\subsection{Le funzioni \func{setresuid} e \func{setresgid}}
+\label{sec:proc_setresuid}
+
+Queste due funzioni sono un'estensione introdotta in Linux dal kernel 2.1.44,
+e permettono un completo controllo su tutti gli identificatori (\textit{real},
+\textit{effective} e \textit{saved}), i prototipi sono:
+\begin{functions}
+\headdecl{unistd.h}
+\headdecl{sys/types.h}
+
+\funcdecl{int setresuid(uid\_t ruid, uid\_t euid, uid\_t suid)} Setta il
+\textit{real user id}, l'\textit{effective user id} e il \textit{saved user
+ id} del processo corrente ai valori specificati rispettivamente da
+\var{ruid}, \var{euid} e \var{suid}.
+
+\funcdecl{int setresgid(gid\_t rgid, gid\_t egid, gid\_t sgid)} Setta il
+\textit{real group id}, l'\textit{effective group id} e il \textit{saved group
+ id} del processo corrente ai valori specificati rispettivamente da
+\var{rgid}, \var{egid} e \var{sgid}.
+
+\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
+ di fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EPERM}.}
+\end{functions}
+
+I processi non privilegiati possono cambiare uno qualunque degli
+identificatori usando uno qualunque dei valori correnti di \textit{real id},
+\textit{effective id} o \textit{saved id}, l'amministratore può specificare i
+valori che vuole; un valore di -1 per un qualunque parametro lascia inalterato
+l'identificatore corrispondente.
+
+Per queste funzioni esistono anche due controparti che permettono di leggere
+in blocco i vari identificatori: \func{getresuid} e \func{getresgid}; i loro
+prototipi sono:
+\begin{functions}
+\headdecl{unistd.h}
+\headdecl{sys/types.h}
+
+\funcdecl{int getresuid(uid\_t *ruid, uid\_t *euid, uid\_t *suid)} Legge il
+\textit{real user id}, l'\textit{effective user id} e il \textit{saved user
+ id} del processo corrente.
+
+\funcdecl{int getresgid(gid\_t *rgid, gid\_t *egid, gid\_t *sgid)} Legge il
+\textit{real group id}, l'\textit{effective group id} e il \textit{saved group
+ id} del processo corrente.
+
+\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso di
+ fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EFAULT} se gli indirizzi delle
+ variabili di ritorno non sono validi.}
+\end{functions}
+
+Anche queste funzioni sono 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 i
+\textit{saved id}.
+
+
+\subsection{Le funzioni \func{setfsuid} e \func{setfsgid}}
+\label{sec:proc_setfsuid}
+
+Queste funzioni sono usate per settare gli identificatori usati da Linux per
+il controllo dell'accesso ai file. Come già accennato in
+\secref{sec:proc_access_id} in Linux è definito questo ulteriore gruppo di
+identificatori, che di norma sono assolutamente equivalenti agli
+\textit{effective id}, dato che ogni cambiamento di questi ultimi viene
+immediatamente riportato sui \textit{filesystem id}.
+
+C'è un solo caso in cui si ha necessità di introdurre una differenza fra
+\textit{effective id} e \textit{filesystem id}, ed è per ovviare ad un
+problema di sicurezza che si presenta quando si deve implementare un server
+NFS. Il server NFS infatti deve poter cambiare l'identificatore con cui accede
+ai file per assumere l'identità del singolo utente remoto, ma se questo viene
+fatto cambiando l'\textit{effective id} o il \textit{real id} il server si
+espone alla ricezione di eventuali segnali ostili da parte dell'utente di cui
+ha temporaneamente assunto l'identità. Cambiando solo il \textit{filesystem
+ id} si ottengono i privilegi necessari per accedere ai file, mantenendo
+quelli originari per quanto riguarda tutti gli altri controlli di accesso,
+così che l'utente non possa inviare segnali al server NFS.
+
+Le due funzioni usate per cambiare questi identificatori sono \func{setfsuid}
+e \func{setfsgid}, ovviamente sono specifiche di Linux e non devono essere
+usate se si intendono scrivere programmi portabili; i loro prototipi sono:
+\begin{functions}
+\headdecl{sys/fsuid.h}
+
+\funcdecl{int setfsuid(uid\_t fsuid)} Setta il \textit{filesystem user id} del
+processo corrente a \var{fsuid}.
+
+\funcdecl{int setfsgid(gid\_t fsgid)} Setta l'\textit{filesystem group id} del
+processo corrente a \var{fsgid}.
+
+\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
+ di fallimento: l'unico errore possibile è \macro{EPERM}.}
+\end{functions}
+\noindent queste funzioni hanno successo solo se il processo chiamante ha i
+privilegi di amministratore o, per gli altri utenti, se il valore specificato
+coincide con uno dei \textit{real}, \textit{effective} o \textit{saved id}.
+
+
+\subsection{Le funzioni \func{setgroups} e \func{getgroups}}
+\label{sec:proc_setgroups}
+
+Le ultime funzioni che esamineremo sono quelle che permettono di operare sui
+gruppi supplementari. Ogni processo può avere fino a \macro{NGROUPS\_MAX}
+gruppi supplementari in aggiunta al gruppo primario, questi vengono ereditati
+dal processo padre e possono essere cambiati con queste funzioni.
+
+La funzione che permette di leggere i gruppi supplementari è \func{getgroups};
+questa funzione è definita nello standard POSIX ed il suo prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/types.h}
+ \headdecl{unistd.h}
+
+ \funcdecl{int getgroups(int size, gid\_t list[])} Legge gli identificatori
+ dei gruppi supplementari del processo sul vettore \param{list} di dimensione
+ \param{size}.
+
+ \bodydesc{La funzione restituisce il numero di gruppi letti in caso di
+ successo e -1 in caso di fallimento, nel qual caso \var{errno} viene
+ settata a:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
+ \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{size} è diverso da zero ma
+ minore del numero di gruppi supplementari del processo.
+ \end{errlist}}
+\end{functions}
+\noindent non è specificato se la funzione inserisca o meno nella lista
+l'\textit{effective user id} del processo. Se si specifica un valore di
+\param{size} uguale a 0 \param{list} non viene modificato, ma si ottiene il
+numero di gruppi supplementari.
+
+Una seconda funzione, \func{getgrouplist}, può invece essere usata per
+ottenere tutti i gruppi a cui appartiene un utente; il suo prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/types.h}
+ \headdecl{grp.h}
+
+ \funcdecl{int getgrouplist(const char *user, gid\_t group, gid\_t *groups,
+ int *ngroups)} Legge i gruppi supplementari dell'utente \param{user}.
+
+ \bodydesc{La funzione legge fino ad un massimo di \param{ngroups} valori,
+ restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di fallimento.}
+\end{functions}
+\noindent la funzione esegue una scansione del database dei gruppi (si veda
+\secref{sec:sys_user_group}) e ritorna in \param{groups} la lista di quelli a
+cui l'utente appartiene. Si noti che \param{ngroups} è passato come puntatore
+perché qualora il valore specificato sia troppo piccolo la funzione ritorna
+-1, passando indietro il numero dei gruppi trovati.
+
+Per settare i gruppi supplementari di un processo ci sono due funzioni, che
+possono essere usate solo se si hanno i privilegi di amministratore. La prima
+delle due è \func{setgroups}, ed il suo prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/types.h}
+ \headdecl{grp.h}
+
+ \funcdecl{int setgroups(size\_t size, gid\_t *list)} Setta i gruppi
+ supplementari del processo ai valori specificati in \param{list}.
+
+ \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
+ fallimento, nel qual caso \var{errno} viene settata a:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
+ \item[\macro{EPERM}] il processo non ha i privilegi di amministratore.
+ \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{size} è maggiore del valore
+ massimo (\macro{NGROUPS}, che per Linux è 32).
+ \end{errlist}}
+\end{functions}
+
+Se invece si vogliono settare i gruppi supplementari del processo a quelli di
+un utente specifico, si può usare \func{initgroups} il cui prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/types.h}
+ \headdecl{grp.h}
+
+ \funcdecl{int initgroups(const char *user, gid\_t group)} Setta i gruppi
+ supplementari del processo a quelli di cui è membro l'utente \param{user},
+ aggiungendo il gruppo addizionale \param{group}.
+
+ \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
+ fallimento, nel qual caso \var{errno} viene settata agli stessi valori di
+ \func{setgroups} più \macro{ENOMEM} quando non c'è memoria sufficiente per
+ allocare lo spazio per informazioni dei gruppi.}
+\end{functions}
+
+La funzione esegue la scansione del database dei gruppi (usualmente
+\file{/etc/groups}) cercando i gruppi di cui è membro \param{user} e
+costruendo una lista di gruppi supplementari a cui aggiunge \param{group}, che
+poi setta usando \func{setgroups}.
+
+Si tenga presente che sia \func{setgroups} che \func{initgroups} non sono
+definite nello standard POSIX.1 e che pertanto non è possibile utilizzarle
+quando si definisce \macro{\_POSIX\_SOURCE} o si compila con il flag
+\cmd{-ansi}.
+
+
+\section{La gestione della priorità di esecuzione}
+\label{sec:proc_priority}
+
+In questa sezione tratteremo più approfonditamente i meccanismi con il quale
+lo \textit{scheduler} assegna la CPU ai vari processi attivi. In particolare
+prenderemo in esame i vari meccanismi con cui viene gestita l'assegnazione del
+tempo di CPU, ed illustreremo le varie funzioni di gestione.
+
+
+\subsection{I meccanismi di \textit{scheduling}}
+\label{sec:proc_sched}
+
+La scelta di un meccanismo che sia in grado di distribuire in maniera efficace
+il tempo di CPU per l'esecuzione dei processi è sempre una questione delicata,
+ed oggetto di numerose ricerche; in generale essa dipende in maniera
+essenziale anche dal tipo di utilizzo che deve essere fatto del sistema, per
+cui non esiste un meccanismo che sia valido per tutti gli usi.
+
+La caratteristica specifica di un sistema multitasking come Linux è quella del
+cosiddetto \textit{prehemptive multitasking}: questo significa che al
+contrario di altri sistemi (che usano invece il cosiddetto \textit{cooperative
+ multitasking}) non sono i singoli processi, ma il kernel stesso a decidere
+quando la CPU deve essere passata ad un altro processo. Come accennato in
+\secref{sec:proc_hierarchy} questa scelta viene eseguita da una sezione
+apposita del kernel, lo \textit{scheduler}, il cui scopo è quello di
+distribuire al meglio il tempo di CPU fra i vari processi.
+
+La cosa è resa ancora più complicata dal fatto che con le architetture
+multi-processore si deve anche scegliere quale sia la CPU più opportuna da
+utilizzare.\footnote{nei processori moderni la presenza di ampie cache può
+ rendere poco efficiente trasferire l'esecuzione di un processo da una CPU ad
+ un'altra, per cui effettuare la migliore scelta fra le diverse CPU non è
+ banale.} Tutto questo comunque appartiene alle sottigliezze
+dell'implementazione del kernel; dal punto di vista dei programmi che girano
+in user space, anche quando si hanno più processori (e dei processi che sono
+eseguiti davvero in contemporanea), le politiche di scheduling riguardano
+semplicemente l'allocazione della risorsa \textsl{tempo di esecuzione}, la cui
+assegnazione sarà governata dai meccanismi di scelta delle priorità che
+restano gli stessi indipendentemente dal numero di processori.
+
+I processi non devono solo eseguire del codice, ad esempio molto spesso
+saranno impegnati in operazioni di I/O, possono venire bloccati da un comando
+dal terminale, sospesi per un certo periodo di tempo. In tutti questi casi la
+CPU diventa disponibile ed è compito dello kernel provvedere a mettere in
+esecuzione un altro processo.
+
+Tutte queste possibilità sono caratterizzate da un diverso \textsl{stato} del
+processo, in Linux un processo può trovarsi in uno degli stati riportati in
+\tabref{tab:proc_proc_states}; ma soltanto i processi che sono nello stato
+\textit{runnable} concorrono per l'esecuzione. Questo vuol dire che, qualunque
+sia la sua priorità, un processo non potrà mai essere messo in esecuzione
+fintanto che esso si trova in uno qualunque degli altri stati.
+
+\begin{table}[htb]
+ \centering
+ \begin{tabular}[c]{|p{3cm}|c|p{8cm}|}
+ \hline
+ \textbf{Stato} & \texttt{STAT} & \textbf{Descrizione} \\
+ \hline
+ \hline
+ \textbf{Runnable} & \texttt{R} & Il processo è in esecuzione o è pronto ad
+ essere eseguito (cioè è in attesa che gli venga assegnata la CPU). \\
+ \textbf{Sleep} & \texttt{S} & Il processo processo è in attesa di un
+ risposta dal sistema, ma può essere interrotto da un segnale. \\
+ \textbf{Uninterrutible Sleep} & \texttt{D} & Il processo è in
+ attesa di un risposta dal sistema (in genere per I/O), e non può essere
+ interrotto in nessuna circostanza. \\
+ \textbf{Stopped} & \texttt{T} & Il processo è stato fermato con un
+ \macro{SIGSTOP}, o è tracciato.\\
+ \textbf{Zombie} & \texttt{Z} & Il processo è terminato ma il suo stato di
+ terminazione non è ancora stato letto dal padre. \\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Elenco dei possibili stati di un processo in Linux, nella colonna
+ \texttt{STAT} si è riportata la corripondente lettera usata dal comando
+ \cmd{ps} nell'omonimo campo.}
+ \label{tab:proc_proc_states}
+\end{table}
+
+Si deve quindi tenere presente che l'utilizzo della CPU è soltanto una delle
+risorse che sono necessarie per l'esecuzione di un programma, e a seconda
+dello scopo del programma non è detto neanche che sia la più importante (molti
+programmi dipendono in maniera molto più critica dall'I/O). Per questo motivo
+non è affatto detto che dare ad un programma la massima priorità di esecuzione
+abbia risultati significativi in termini di prestazioni.
+
+Il meccanismo tradizionale di scheduling di Unix (che tratteremo in
+\secref{sec:proc_sched_stand}) è sempre stato basato su delle \textsl{priorità
+ dinamiche}, in modo da assicurare che tutti i processi, anche i meno
+importanti, possano ricevere un po' di tempo di CPU. In sostanza quando un
+processo ottiene la CPU la sua priorità viene diminuita. In questo modo alla
+fine, anche un processo con priorità iniziale molto bassa, finisce per avere
+una priorità sufficiente per essere eseguito.
+
+Lo standard POSIX.1b però ha introdotto il concetto di \textsl{priorità
+ assoluta}, (chiamata anche \textsl{priorità statica}, in contrapposizione
+alla normale priorità dinamica), per tenere conto dei sistemi
+real-time,\footnote{per sistema real-time si intende un sistema in grado di
+ eseguire operazioni in un tempo ben determinato; in genere si tende a
+ distinguere fra l'\textit{hard real-time} in cui è necessario che i tempi di
+ esecuzione di un programma siano determinabili con certezza assoluta (come
+ nel caso di meccanismi di controllo di macchine, dove uno sforamento dei
+ tempi avrebbe conseguenze disastrose), e \textit{soft-real-time} in cui un
+ occasionale sforamento è ritenuto accettabile.} in cui è vitale che i
+processi che devono essere eseguiti in un determinato momento non debbano
+aspettare la conclusione di altri che non hanno questa necessità.
+
+Il concetto di priorità assoluta dice che quando due processi si contendono
+l'esecuzione, vince sempre quello con la priorità assoluta più alta, anche
+quando l'altro è in esecuzione (grazie al \textit{prehemptive scheduling}).
+Ovviamente questo avviene solo per i processi che sono pronti per essere
+eseguiti (cioè nello stato \textit{runnable}). La priorità assoluta viene in
+genere indicata con un numero intero, ed un valore più alto comporta una
+priorità maggiore. Su questa politica di scheduling torneremo in
+\secref{sec:proc_real_time}.
+
+In generale quello che succede in tutti gli Unix moderni è che ai processi
+normali viene sempre data una priorità assoluta pari a zero, e la decisione di
+assegnazione della CPU è fatta solo con il meccanismo tradizionale della
+priorità dinamica. In Linux tuttavia è possibile assegnare anche una priorità
+assoluta, nel qual caso un processo avrà la precedenza su tutti gli altri di
+priorità inferiore, che saranno eseguiti solo quando quest'ultimo non avrà
+bisogno della CPU.
+
+
+\subsection{Il meccanismo di \textit{scheduling} standard}
+\label{sec:proc_sched_stand}
+
+A meno che non si abbiano esigenze specifiche, l'unico meccanismo di
+scheduling con il quale si avrà a che fare è quello tradizionale, che prevede
+solo priorità dinamiche. È di questo che, di norma, ci si dovrà preoccupare
+nella programmazione.
+
+Come accennato in Linux tutti i processi ordinari hanno la stessa priorità
+assoluta. Quello che determina quale, fra tutti i processi in attesa di
+esecuzione, sarà eseguito per primo, è la priorità dinamica, che è chiamata
+così proprio perché varia nel corso dell'esecuzione di un processo. Oltre a
+questo la priorità dinamica determina quanto a lungo un processo continuerà ad
+essere eseguito, e quando un processo potrà subentrare ad un altro
+nell'esecuzione.
+
+Il meccanismo usato da Linux è piuttosto semplice, ad ogni processo è
+assegnata una \textit{time-slice}, cioè in intervallo di tempo (letteralmente
+una fetta) per il quale esso deve essere eseguito. Il valore della
+\textit{time-slice} è controllato dalla cosiddetta \textit{nice} (o
+\textit{niceness}) del processo. Essa è contenuta nel campo \var{nice} di
+\var{task\_struct}; tutti i processi vengono creati con lo stesso valore, ed
+essa specifica il valore della durata iniziale della \textit{time-slice} che
+viene assegnato ad un altro campo della struttura (\var{counter}) quando il
+processo viene eseguito per la prima volta e diminuito progressivamente ad
+ogni interruzione del timer.
+
+Quando lo scheduler viene eseguito scandisce la coda dei processi in stato
+\textit{runnable} associando, sulla base del valore di \var{counter}, un peso
+a ciascun processo in attesa di esecuzione,\footnote{il calcolo del peso in
+ realtà è un po' più complicato, ad esempio nei sistemi multiprocessore viene
+ favorito un processo che è eseguito sulla stessa CPU, e a parità del valore
+ di \var{counter} viene favorito chi ha una priorità più elevata.} chi ha il
+peso più alto verrà posto in esecuzione, ed il precedente processo sarà
+spostato in fondo alla coda. Dato che ad ogni interruzione del timer il
+valore di \var{counter} del processo corrente viene diminuito, questo assicura
+che anche i processi con priorità più bassa verranno messi in esecuzione.
+
+La priorità di un processo è così controllata attraverso il valore di
+\var{nice}, che stabilisce la durata della \textit{time-slice}; per il
+meccanismo appena descritto infatti un valore più lungo infatti assicura una
+maggiore attribuzione di CPU. L'origine del nome di questo parametro sta nel
+fatto che in genere esso viene generalmente usato per diminuire la priorità di
+un processo, come misura di cortesia nei confronti degli altri.
+
+I processi infatti vengono creati dal sistema con lo stesso valore di
+\var{nice} (nullo) e nessuno è privilegiato rispetto agli altri; il valore può
+essere modificato solo attraverso la funzione \func{nice}, il cui prototipo è:
+\begin{prototype}{unistd.h}
+{int nice(int inc)}
+ Aumenta il valore di \var{nice} per il processo corrente.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna zero in caso di successo e -1 in caso di
+ errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{EPERM}] un processo senza i privilegi di amministratore ha
+ specificato un valore di \param{inc} negativo.
+ \end{errlist}}
+\end{prototype}
+
+L'argomento \param{inc} indica l'incremento del valore di \var{nice}:
+quest'ultimo può assumere valori compresi fra \macro{PRIO\_MIN} e
+\macro{PRIO\_MAX} (che nel caso di Linux sono $-19$ e $20$), ma per
+\param{inc} si può specificare un valore qualunque, positivo o negativo, ed il
+sistema provvederà a troncare il risultato nell'intervallo consentito. Valori
+positivi comportano maggiore \textit{cortesia} e cioè una diminuzione della
+priorità, ogni utente può solo innalzare il valore di un suo processo. Solo
+l'amministratore può specificare valori negativi che permettono di aumentare
+la priorità di un processo.
+
+In SUSv2 la funzione ritorna il nuovo valore di \var{nice}; Linux non segue
+questa convenzione, e per leggere il nuovo valore occorre invece usare la
+funzione \func{getpriority}, derivata da BSD, il cui prototipo è:
+\begin{prototype}{sys/resource.h}
+{int getpriority(int which, int who)}
+
+Restituisce il valore di \var{nice} per l'insieme dei processi specificati.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna la priorità in caso di successo e -1 in caso di
+ errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{ESRCH}] non c'è nessun processo che corrisponda ai valori di
+ \param{which} e \param{who}.
+ \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{which} non è valido.
+ \end{errlist}}
+\end{prototype}
+\noindent (in vecchie versioni può essere necessario includere anche
+\file{<sys/time.h>}, questo non è più necessario con versioni recenti delle
+librerie, ma è comunque utile per portabilità).
+
+La funzione permette di leggere la priorità di un processo, di un gruppo di
+processi (vedi \secref{sec:sess_proc_group}) o di un utente, a seconda del
+valore di \param{which}, secondo la legenda di \tabref{tab:proc_getpriority},
+specificando un corrispondente valore per \param{who}; un valore nullo di
+quest'ultimo indica il processo, il gruppo di processi o l'utente correnti.
+
+\begin{table}[htb]
+ \centering
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}[c]{|c|c|l|}
+ \hline
+ \param{which} & \param{who} & \textbf{Significato} \\
+ \hline
+ \hline
+ \macro{PRIO\_PROCESS} & \type{pid\_t} & processo \\
+ \macro{PRIO\_PRGR} & \type{pid\_t} & process group \\
+ \macro{PRIO\_USER} & \type{uid\_t} & utente \\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Legenda del valore dell'argomento \param{which} e del tipo
+ dell'argomento \param{who} delle funzioni \func{getpriority} e
+ \func{setpriority} per le tre possibili scelte.}
+ \label{tab:proc_getpriority}
+\end{table}
+
+La funzione restituisce la priorità più alta (cioè il valore più basso) fra
+quelle dei processi specificati; dato che -1 è un valore possibile, per poter
+rilevare una condizione di errore è necessario cancellare sempre \var{errno}
+prima della chiamata alla funzione, per verificare che essa resti uguale a
+zero.
+
+Analoga a \func{getpriority} la funzione \func{setpriority} permette di
+settare la priorità di uno o più processi; il suo prototipo è:
+\begin{prototype}{sys/resource.h}
+{int setpriority(int which, int who, int prio)}
+ Setta la priorità per l'insieme dei processi specificati.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna la priorità in caso di successo e -1 in caso di
+ errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{ESRCH}] non c'è nessun processo che corrisponda ai valori di
+ \param{which} e \param{who}.
+ \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{which} non è valido.
+ \item[\macro{EPERM}] un processo senza i privilegi di amministratore ha
+ specificato un valore di \param{inc} negativo.
+ \item[\macro{EACCESS}] un processo senza i privilegi di amministratore ha
+ cercato di modificare la priorità di un processo di un altro utente.
+ \end{errlist}}
+\end{prototype}
+
+La funzione setta la priorità al valore specificato da \param{prio} per tutti
+i processi indicati dagli argomenti \param{which} e \param{who}. La gestione
+dei permessi dipende dalle varie implementazioni; in Linux, secondo le
+specifiche dello standard SUSv3, e come avviene per tutti i sistemi che
+derivano da SYSV, è richiesto che il real o l'effective user id del processo
+chiamante corrispondano al real user id (e solo quello) del processo di cui si
+vuole cambiare la prorità; per i sistemi derivati da BSD invece (SunOS,
+Ultrix, *BSD) la corrispondenza può essere anche con l'effective user id.
+
+
+
+\subsection{Il meccanismo di \textit{scheduling real-time}}
+\label{sec:proc_real_time}
+
+Come spiegato in \secref{sec:proc_sched} lo standard POSIX.1b ha introdotto le
+priorità assolute per permettere la gestione di processi real-time. In realtà
+nel caso di Linux non si tratta di un vero hard real-time, in quanto in
+presenza di eventuali interrupt il kernel interrompe l'esecuzione di un
+processo qualsiasi sia la sua priorità,\footnote{questo a meno che non si
+ siano installate le patch di RTLinux o RTAI, con i quali è possibile
+ ottenere un sistema effettivamente hard real-time. In tal caso infatti gli
+ interrupt vengono intercettati dall'interfaccia real-time, e gestiti
+ 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 si possono avere ritardi non previsti. Se l'ultimo problema può
+essere aggirato attraverso l'uso delle funzioni di controllo della memoria
+virtuale (vedi \secref{sec:proc_mem_lock}), il primo non è superabile e può
+comportare ritardi non prevedibili riguardo ai tempi di esecuzione di
+qualunque processo.
+
+In ogni caso occorre usare le priorità assolute con molta attenzione: se si dà
+ad un processo una priorità assoluta e questo finisce in un loop infinito,
+nessun altro processo potrà essere eseguito, ed esso sarà mantenuto in
+esecuzione permanentemente assorbendo tutta la CPU e senza nessuna possibilità
+di riottenere l'accesso al sistema. Per questo motivo è sempre opportuno,
+quando si lavora con processi che usano priorità assolute, tenere attiva una
+shell cui si sia assegnata la massima priorità assoluta, in modo da poter
+essere comunque in grado di rientrare nel sistema.
+
+Quando c'è un processo con priorità assoluta lo scheduler 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 vegono tenuti in una coda
+tocca al kernel decidere quale deve essere eseguito.
+
+
+
+Il meccanismo con cui vengono gestiti questi processi dipende dalla politica
+di scheduling che si è scelto; lo standard ne prevede due:
+\begin{basedescript}{\desclabelwidth{3cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
+\item[\textit{FIFO}] il processo viene eseguito fintanto che non cede
+ volontariamente la CPU, si blocca, finisce o viene interrotto da un processo
+ a priorità più alta.
+\item[\textit{Round Robin}] ciascun processo viene eseguito a turno per un
+ certo periodo di tempo (una \textit{time slice}). Solo i processi con la
+ stessa priorità ed in stato \textit{runnable} entrano nel circolo.
+\end{basedescript}
+
+La funzione per settare le politiche di scheduling (sia real-time che
+ordinarie) ed i relativi parametri è \func{sched\_setscheduler}; il suo
+prototipo è:
+\begin{prototype}{sched.h}
+{int sched\_setscheduler(pid\_t pid, int policy, const struct sched\_param *p)}
+ Setta priorità e politica di scheduling per il processo \param{pid}.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna la priorità in caso di successo e -1 in caso di
+ errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
+ \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{policy} non esiste o il relativo
+ valore di \param{p} non è valido.
+ \item[\macro{EPERM}] il processo non ha i privilegi per attivare la
+ politica richiesta (vale solo per \macro{SCHED\_FIFO} e
+ \macro{SCHED\_RR}).
+ \end{errlist}}
+\end{prototype}
+
+La funzione esegue il settaggio per il processo specificato; un valore nullo
+di \param{pid} esegue il settaggio per il processo corrente, solo un processo
+con i privilegi di amministratore può settare delle priorità assolute diverse
+da zero. La politica di scheduling è specificata dall'argomento \param{policy}
+i cui possibili valori sono riportati in \tabref{tab:proc_sched_policy}; un
+valore negativo per \param{policy} mantiene la politica di scheduling
+corrente.
+
+\begin{table}[htb]
+ \centering
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}[c]{|c|l|}
+ \hline
+ \textbf{Policy} & \textbf{Significato} \\
+ \hline
+ \hline
+ \macro{SCHED\_FIFO} & Scheduling real-time con politica \textit{FIFO} \\
+ \macro{SCHED\_RR} & Scheduling real-time con politica \textit{Round
+ Robin} \\
+ \macro{SCHED\_OTHER}& Scheduling ordinario\\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Valori dell'argomento \param{policy} per la funzione
+ \func{sched\_setscheduler}. }
+ \label{tab:proc_sched_policy}
+\end{table}
+
+Il valore della priorità è passato attraverso la struttura \var{sched\_param}
+(riportata in \figref{fig:sig_sched_param}), il cui solo campo attualmente
+definito è \var{sched\_priority}, che nel caso delle priorità assolute deve
+essere specificato nell'intervallo fra 1 e 99 (il valore zero è legale, ma
+indica i processi normali). Lo standard POSIX.1b prevede comunque che questi
+due valori possano essere ottenuti per ciascuna politica di scheduling dalle
+funzioni \func{sched\_get\_priority\_max} e \func{sched\_get\_priority\_min},
+i cui prototipi sono:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sched.h}
+
+ \funcdecl{int sched\_get\_priority\_max(int policy)} Legge il valore
+ massimo della priorità statica per la politica di scheduling \param{policy}.
+
+
+ \funcdecl{int sched\_get\_priority\_min(int policy)} Legge il valore minimo
+ della priorità statica per la politica di scheduling \param{policy}.
+
+ \bodydesc{La funzioni ritornano il valore della priorità in caso di successo
+ e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{policy} è invalido.
+ \end{errlist}}
+\end{functions}
+
+
+I processi con politica di scheduling \macro{SCHED\_OTHER} devono specificare
+un valore nullo (altrimenti si avrà un errore \macro{EINVAL}), questo valore
+infatti non ha niente a che vedere con la priorità dinamica determinata dal
+valore di \var{nice}, che deve essere settato con le funzioni viste in
+precedenza.
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{15cm}
+ \begin{lstlisting}[labelstep=0]{}%,frame=,indent=1cm]{}
+struct sched_param {
+ int sched_priority;
+};
+ \end{lstlisting}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{La struttura \var{sched\_param}.}
+ \label{fig:sig_sched_param}
+\end{figure}
+
+Il kernel mantiene i processi con la stessa priorità assoluta in una lista, ed
+esegue sempre il primo della lista, mentre un nuovo processo che torna in
+stato \textit{runnable} viene sempre inserito in coda alla lista. Se la
+politica scelta è \macro{SCHED\_FIFO} quando il processo viene eseguito viene
+automaticamente rimesso in coda alla lista, e la sua esecuzione continua
+fintanto che non viene bloccato da una richiesta di I/O, o non rilascia
+volontariamente la CPU (in tal caso, tornando nello stato \textit{runnable}
+sarà reinserito in coda alla lista); l'esecuzione viene ripresa subito solo
+nel caso che esso sia stato interrotto da un processo a priorità più alta.
+
+La priorità assoluta può essere riletta indietro dalla funzione
+\func{sched\_getscheduler}, il cui prototipo è:
+\begin{prototype}{sched.h}
+{int sched\_getscheduler(pid\_t pid)}
+ Legge la politica di scheduling per il processo \param{pid}.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna la politica di scheduling in caso di successo
+ e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
+ \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{pid} è negativo.
+ \end{errlist}}
+\end{prototype}
+
+La funzione restituisce il valore (secondo la quanto elencato in
+\tabref{tab:proc_sched_policy}) della politica di scheduling per il processo
+specificato; se \param{pid} è nullo viene restituito quello del processo
+chiamante.
+
+Se si intende operare solo sulla priorità assoluta di un processo si possono
+usare le funzioni \func{sched\_setparam} e \func{sched\_getparam}, i cui
+prototipi sono:
+
+\begin{functions}
+ \headdecl{sched.h}
+
+ \funcdecl{int sched\_setparam(pid\_t pid, const struct sched\_param *p)}
+ Setta la priorità assoluta del processo \param{pid}.
+
+
+ \funcdecl{int sched\_getparam(pid\_t pid, struct sched\_param *p)}
+ Legge la priorità assoluta del processo \param{pid}.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna la priorità in caso di successo
+ e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\macro{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
+ \item[\macro{EINVAL}] il valore di \param{pid} è negativo.
+ \end{errlist}}
+\end{functions}
+
+L'uso di \func{sched\_setparam} che è del tutto equivalente a
+\func{sched\_setscheduler} con \param{priority} uguale a -1.
+
+
+\section{Problematiche di programmazione multitasking}
+\label{sec:proc_multi_prog}
+
+Benché i processi siano strutturati in modo da apparire il più possibile come
+indipendenti l'uno dall'altro, nella programmazione in un sistema multitasking
+occorre tenere conto di una serie di problematiche che normalmente non
+esistono quando si ha a che fare con un sistema in cui viene eseguito un solo
+programma alla volta.
+
+Pur essendo questo argomento di carattere generale, ci è parso opportuno
+introdurre sinteticamente queste problematiche, che ritroveremo a più riprese
+in capitoli successivi, in questa sezione conclusiva del capitolo in cui
+abbiamo affrontato la gestione dei processi.
+
+
+\subsection{Le operazioni atomiche}
+\label{sec:proc_atom_oper}
+
+La nozione di \textsl{operazione atomica} deriva dal significato greco della
+parola atomo, cioè indivisibile; si dice infatti che un'operazione è atomica
+quando si ha la certezza che, qualora essa venga effettuata, tutti i passaggi
+che devono essere compiuti per realizzarla verranno eseguiti senza possibilità
+di interruzione in una fase intermedia.
+
+In un ambiente multitasking il concetto è essenziale, dato che un processo può
+essere interrotto in qualunque momento dal kernel che mette in esecuzione un
+altro processo o dalla ricezione di un segnale; occorre pertanto essere
+accorti nei confronti delle possibili \textit{race condition} (vedi
+\secref{sec:proc_race_cond}) derivanti da operazioni interrotte in una fase in
+cui non erano ancora state completate.
+
+Nel caso dell'interazione fra processi la situazione è molto più semplice, ed
+occorre preoccuparsi della atomicità delle operazioni solo quando si ha a che
+fare con meccanismi di intercomunicazione (che esamineremo in dettaglio in
+\capref{cha:IPC}) o nelle operazioni con i file (vedremo alcuni esempi in
+\secref{sec:file_atomic}). In questi casi in genere l'uso delle appropriate
+funzioni di libreria per compiere le operazioni necessarie è garanzia
+sufficiente di atomicità in quanto le system call con cui esse sono realizzate
+non possono essere interrotte (o subire interferenze pericolose) da altri
+processi.
+
+Nel caso dei segnali invece la situazione è molto più delicata, in quanto lo
+stesso processo, e pure alcune system call, possono essere interrotti in
+qualunque momento, e le operazioni di un eventuale \textit{signal handler}
+sono compiute nello stesso spazio di indirizzi del processo. Per questo, anche
+il solo accesso o l'assegnazione di una variabile possono non essere più
+operazioni atomiche (torneremo su questi aspetti in
+\secref{sec:sig_control}).
+
+In questo caso il sistema provvede un tipo di dato, il \type{sig\_atomic\_t},
+il cui accesso è assicurato essere atomico. In pratica comunque si può
+assumere che, in ogni piattaforma su cui è implementato Linux, il tipo
+\ctyp{int}, gli altri interi di dimensione inferiore ed i puntatori sono
+atomici. Non è affatto detto che lo stesso valga per interi di dimensioni
+maggiori (in cui l'accesso può comportare più istruzioni in assembler) o per
+le strutture. In tutti questi casi è anche opportuno marcare come
+\ctyp{volatile} le variabili che possono essere interessate ad accesso
+condiviso, onde evitare problemi con le ottimizzazioni del codice.
+
+
+
+\subsection{Le \textit{race condition} e i \textit{deadlock}}
+\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.
+
+Dato che in un sistema multitasking ogni processo può essere interrotto in
+qualunque momento per farne subentrare un'altro in esecuzione, niente può
+assicurare un preciso ordine di esecuzione fra processi diversi o che una
+sezione di un programma possa essere eseguita senza interruzioni da parte di
+altri. Queste situazioni comportano pertanto errori estremamente subdoli e
+difficili da tracciare, in quanto nella maggior parte dei casi tutto
+funzionerà regolarmente, e solo occasionalmente si avranno degli errori.
+
+Per questo occorre essere ben consapevoli di queste problematiche, e del fatto
+che l'unico modo per evitarle è quello di riconoscerle come tali e prendere
+gli adeguati provvedimenti per far sì che non si verifichino. Casi tipici di
+\textit{race condition} si hanno quando diversi processi accedono allo stesso
+file, o nell'accesso a meccanismi di intercomunicazione come la memoria
+condivisa. In questi casi, se non si dispone della possibilità di eseguire
+atomicamente le operazioni necessarie, occorre che quelle parti di codice in
+cui si compiono le operazioni sulle risorse condivise (le cosiddette
+\textsl{sezioni critiche}) del programma, siano opportunamente protette da
+meccanismi di sincronizzazione (torneremo su queste problematiche di questo
+tipo in \secref{sec:ipc_semaph}).
+
+Un caso particolare di \textit{race condition} sono poi i cosiddetti
+\textit{deadlock}, particolarmente gravi in quanto comportano spesso il blocco
+completo di un servizio, e non il fallimento di una singola operazione.
+L'esempio tipico di una situazione che può condurre ad un \textit{deadlock} è
+quello in cui un flag di ``occupazione'' viene rilasciato da un evento
+asincrono (come un segnale o un altro processo) fra il momento in cui lo si è
+controllato (trovandolo occupato) e la successiva operazione di attesa per lo
+sblocco. In questo caso, dato che l'evento di sblocco del flag è avvenuto
+senza che ce ne accorgessimo proprio fra il controllo e la messa in attesa,
+quest'ultima diventerà perpetua (da cui il nome di \textit{deadlock}).
+
+In tutti questi casi è di fondamentale importanza il concetto di atomicità
+visto in \secref{sec:proc_atom_oper}; questi problemi infatti possono essere
+risolti soltanto assicurandosi, quando essa sia richiesta, che sia possibile
+eseguire in maniera atomica le operazioni necessarie.
+
+
+\subsection{Le funzioni rientranti}
+\label{sec:proc_reentrant}
+
+Si dice \textsl{rientrante} una funzione che può essere interrotta in
+qualunque punto della sua esecuzione ed essere chiamata una seconda volta da
+un altro thread di esecuzione senza che questo comporti nessun problema
+nell'esecuzione della stessa. La problematica è comune nella programmazione
+multi-thread, ma si hanno gli stessi problemi quando si vogliono chiamare
+delle funzioni all'interno dei manipolatori dei segnali.
+
+Fintanto che una funzione opera soltanto con le variabili locali è rientrante;
+queste infatti vengono allocate nello stack, e un'altra invocazione non fa
+altro che allocarne un'altra copia. Una funzione può non essere rientrante
+quando opera su memoria che non è nello stack. Ad esempio una funzione non è
+mai rientrante se usa una variabile globale o statica.
+
+Nel caso invece la funzione operi su un oggetto allocato dinamicamente, la
+cosa viene a dipendere da come avvengono le operazioni: se l'oggetto è creato
+ogni volta e ritornato indietro la funzione può essere rientrante, se invece
+esso viene individuato dalla funzione stessa due chiamate alla stessa funzione
+potranno interferire quando entrambe faranno riferimento allo stesso oggetto.
+Allo stesso modo una funzione può non essere rientrante se usa e modifica un
+oggetto che le viene fornito dal chiamante: due chiamate possono interferire
+se viene passato lo stesso oggetto; in tutti questi casi occorre molta cura da
+parte del programmatore.
+
+In genere le funzioni di libreria non sono rientranti, molte di esse ad
+esempio utilizzano variabili statiche, le \acr{glibc} però mettono a
+disposizione due macro di compilatore, \macro{\_REENTRANT} e
+\macro{\_THREAD\_SAFE}, la cui definizione attiva le versioni rientranti di
+varie funzioni di libreria, che sono identificate aggiungendo il suffisso
+\code{\_r} al nome della versione normale.
+
+
+
+%%% Local Variables:
+%%% mode: latex
+%%% TeX-master: "gapil"
+%%% End:
projects / gapil.git / blobdiff