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+
\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 cosiddetto \textit{process identifier} o, più brevemente,
-\acr{pid}.
+numero univoco, il cosiddetto \textit{process identifier} o, più brevemente,
+\acr{pid}, assegnato in forma progressiva (vedi sez.~\ref{sec:proc_pid})
+quando il processo viene creato.
-Una seconda caratteristica di un sistema unix è che la generazione di un
-processo è una operazione separata rispetto al lancio di un programma. In
+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 voluto: questo è ad esempio
+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.
partire tutti gli altri processi necessari al funzionamento del sistema,
inoltre \cmd{init} è essenziale per svolgere una serie di compiti
amministrativi nelle operazioni ordinarie del sistema (torneremo su alcuni di
-essi in \secref{sec:proc_termination}) e non può mai essere terminato. La
+essi in sez.~\ref{sec:proc_termination}) e non può mai essere terminato. La
struttura del sistema comunque consente di lanciare al posto di \cmd{init}
qualunque altro programma, e in casi di emergenza (ad esempio se il file di
\cmd{init} si fosse corrotto) è ad esempio possibile lanciare una shell al suo
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 che pur comparendo come figli di
- 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 una organizzazione gerarchica ad
-albero, in maniera analoga a come i file sono organizzati in un albero di
-directory (si veda \secref{sec:file_file_struct}); in \curfig\ si è mostrato il
-risultato del comando \cmd{pstree} che permette di mostrare questa struttura,
-alla cui base c'è \cmd{init} che è progenitore di tutti gli altri processi.
+ 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}, ecc.).} 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
+sez.~\ref{sec:file_organization}); in fig.~\ref{fig:proc_tree} si è mostrato il
+risultato del comando \cmd{pstree} che permette di visualizzare questa
+struttura, alla cui base c'è \cmd{init} che è progenitore di tutti gli altri
+processi.
+Il kernel mantiene una tabella dei processi attivi, la cosiddetta
+\itindex{process~table} \textit{process table}; per ciascun processo viene
+mantenuta una voce, costituita da una struttura \struct{task\_struct}, nella
+tabella dei processi che contiene tutte le informazioni rilevanti per quel
+processo. Tutte le strutture usate a questo scopo sono dichiarate nell'header
+file \file{linux/sched.h}, ed uno schema semplificato, che riporta la
+struttura delle principali informazioni contenute nella \struct{task\_struct}
+(che in seguito incontreremo a più riprese), è mostrato in
+fig.~\ref{fig:proc_task_struct}.
+
+\begin{figure}[htb]
+ \centering
+ \includegraphics[width=12cm]{img/task_struct}
+ \caption{Schema semplificato dell'architettura delle strutture usate dal
+ kernel nella gestione dei processi.}
+ \label{fig:proc_task_struct}
+\end{figure}
-\subsection{Una panoramica sulle funzioni di gestione}
+% TODO la task_struct è cambiata per qualche dettaglio vedi anche
+% http://www.ibm.com/developerworks/linux/library/l-linux-process-management/
+% TODO completare la parte su quando viene chiamato lo scheduler.
+
+Come accennato in sez.~\ref{sec:intro_unix_struct} è lo \itindex{scheduler}
+\textit{scheduler} che decide quale processo mettere in esecuzione; esso viene
+eseguito ad ogni system call ed ad ogni interrupt,\footnote{più in una serie
+ di altre occasioni.} ma può essere anche attivato esplicitamente. Il timer
+di sistema provvede comunque a che esso sia invocato periodicamente; generando
+un interrupt periodico secondo la frequenza specificata dalla costante
+\const{HZ},\footnote{fino al kernel 2.4 il valore di \const{HZ} era 100 su
+ tutte le architetture tranne l'alpha, per cui era 1000, nel 2.6 è stato
+ portato a 1000 su tutte; dal 2.6.13 lo si può impostare in fase di
+ compilazione del kernel, con un default di 250 e valori possibili di 100,
+ 250, 1000 e dal 2.6.20 anche 300 (che è divisibile per le frequenze di
+ refresh della televisione); occorre fare attenzione a non confondere questo
+ valore con quello dei \itindex{clock~tick} \textit{clock tick} (vedi
+ sez.~\ref{sec:sys_unix_time}).} definita in \file{asm/param.h}, ed il cui
+valore è espresso in Hertz.\footnote{a partire dal kernel 2.6.21 è stato
+ introdotto (a cura di Ingo Molnar) un meccanismo completamente diverso,
+ detto \textit{tickless}, in cui non c'è più una interruzione periodica con
+ frequenza prefissata, ma ad ogni chiamata del timer viene programmata
+ l'interruzione successiva sulla base di una stima; in questo modo si evita
+ di dover eseguire un migliaio di interruzioni al secondo anche su macchine
+ che non stanno facendo nulla, con un forte risparmio nell'uso dell'energia
+ da parte del processore che può essere messo in stato di sospensione anche
+ per lunghi periodi di tempo.}
+
+Ogni volta che viene eseguito, lo \itindex{scheduler} \textit{scheduler}
+effettua il calcolo delle priorità dei vari processi attivi (torneremo su
+questo in sez.~\ref{sec:proc_priority}) e stabilisce quale di essi debba
+essere posto in esecuzione fino alla successiva invocazione.
+
+
+\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}).
+Tradizionalmente in un sistema unix-like i processi vengono sempre creati da
+altri processi tramite la funzione \func{fork}; il nuovo processo (che viene
+chiamato \textsl{figlio}) creato dalla \func{fork} è una copia identica del
+processo processo originale (detto \textsl{padre}), ma ha un nuovo \acr{pid} e
+viene eseguito in maniera indipendente (le differenze fra padre e figlio sono
+affrontate in dettaglio in sez.~\ref{sec:proc_fork}).
Se si vuole che il processo padre si fermi fino alla conclusione del processo
figlio questo deve essere specificato subito dopo la \func{fork} chiamando la
funzione \func{wait} o la funzione \func{waitpid} (si veda
-\secref{sec:proc_wait}); queste funzioni restituiscono anche una informazione
-abbastanza limitata (lo stato di terminazione) sulle cause della terminazione
-del processo.
+sez.~\ref{sec:proc_wait}); queste funzioni restituiscono anche un'informazione
+abbastanza limitata sulle cause della terminazione del processo figlio.
Quando un processo ha concluso il suo compito o ha incontrato un errore non
risolvibile esso può essere terminato con la funzione \func{exit} (si veda
-quanto discusso in \secref{sec:proc_conclusion}). La vita del processo però
-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.
+quanto discusso in sez.~\ref{sec:proc_conclusion}). La vita del processo però
+termina completamente 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.
Avere due processi che eseguono esattamente lo stesso codice non è molto
utile, normalmente si genera un secondo processo per affidargli l'esecuzione
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
+caricare un altro programma da disco sostituendo quest'ultimo all'immagine
+corrente; questo fa sì che l'immagine precedente venga completamente
+cancellata. Questo significa che quando il nuovo programma termina, anche il
processo termina, e non si può tornare alla precedente immagine.
Per questo motivo la \func{fork} e la \func{exec} sono funzioni molto
non ritorna mai (in quanto con essa viene eseguito un altro programma).
-
-\section{La gestione dei processi}
+\section{Le funzioni di base}% della gestione dei processi}
\label{sec:proc_handling}
-In questa sezione tratteremo le funzioni per la gestione dei processi, a
-partire dalle funzioni elementari che permettono di leggerne gli
-identificatori, alle varie funzioni di manipolazione dei processi, che
-riguardano la loro creazione, terminazione, e la messa in esecuzione di altri
+In questa sezione tratteremo le problematiche della gestione dei processi
+all'interno del sistema, illustrandone tutti i dettagli. Inizieremo con le
+funzioni elementari che permettono di leggerne gli identificatori, per poi
+passare alla spiegazione delle funzioni base che si usano per la creazione e
+la terminazione dei processi, e per la messa in esecuzione degli altri
programmi.
\subsection{Gli identificatori dei processi}
\label{sec:proc_pid}
-Come accennato nell'introduzione ogni processo viene identificato dal sistema
-da un numero identificativo unico, il \textit{process id} o \acr{pid};
+Come accennato nell'introduzione, ogni processo viene identificato dal sistema
+da un numero identificativo univoco, il \textit{process ID} o \acr{pid};
quest'ultimo è un tipo di dato standard, il \type{pid\_t} che in genere è un
-intero con segno (nel caso di Linux e delle glibc il tipo usato è \type{int}).
-
-Il \acr{pid} viene assegnato in forma progressiva ogni volta che un nuovo
-processo viene creato, fino ad un limite massimo (in genere essendo detto
-numero memorizzato in un intero a 16 bit si arriva a 32767) oltre il quale si
-riparte dal numero più basso disponibile (FIXME: verificare, non sono sicuro).
-Per questo motivo processo il processo di avvio (\cmd{init}) ha sempre il
-\acr{pid} uguale a uno.
+intero con segno (nel caso di Linux e delle \acr{glibc} il tipo usato è
+\ctyp{int}).
+
+Il \acr{pid} viene assegnato in forma progressiva\footnote{in genere viene
+ assegnato il numero successivo a quello usato per l'ultimo processo creato,
+ a meno che questo numero non sia già utilizzato per un altro \acr{pid},
+ \acr{pgid} o \acr{sid} (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}).} ogni volta
+che un nuovo processo viene creato, fino ad un limite che, essendo il
+\acr{pid} un numero positivo memorizzato in un intero a 16 bit, arriva ad un
+massimo di 32768. Oltre questo valore l'assegnazione riparte dal numero più
+basso disponibile a partire da un minimo di 300,\footnote{questi valori, fino
+ al kernel 2.4.x, sono definiti dalla macro \const{PID\_MAX} in
+ \file{threads.h} e direttamente in \file{fork.c}, con il kernel 2.5.x e la
+ nuova interfaccia per i \itindex{thread} \textit{thread} creata da Ingo
+ Molnar anche il meccanismo di allocazione dei \acr{pid} è stato modificato;
+ il valore massimo è impostabile attraverso il file
+ \procfile{/proc/sys/kernel/pid\_max} e di default vale 32768.} che serve a
+riservare i \acr{pid} più bassi ai processi eseguiti direttamente dal kernel.
+Per questo motivo, come visto in sez.~\ref{sec:proc_hierarchy}, il processo di
+avvio (\cmd{init}) ha sempre il \acr{pid} uguale a uno.
Tutti i processi inoltre memorizzano anche il \acr{pid} del genitore da cui
sono stati creati, questo viene chiamato in genere \acr{ppid} (da
-\textit{parent process id}). Questi due identificativi possono essere
-ottenuti da programma usando le funzioni:
-
+\textit{parent process ID}). Questi due identificativi possono essere
+ottenuti usando le due funzioni \funcd{getpid} e \funcd{getppid}, i cui
+prototipi sono:
\begin{functions}
-\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
- corrente.
+ \headdecl{sys/types.h}
+ \headdecl{unistd.h}
+ \funcdecl{pid\_t getpid(void)}
+
+ Restituisce il \acr{pid} del processo corrente.
+
+ \funcdecl{pid\_t getppid(void)}
+
+ Restituisce il \acr{pid} del padre del processo corrente.
-Entrambe le funzioni non riportano condizioni di errore.
+\bodydesc{Entrambe le funzioni non riportano condizioni di errore.}
\end{functions}
-esempi dell'uso di queste funzioni sono riportati in
-\figref{fig:proc_fork_code}, nel programma di esempio \file{ForkTest.c}.
+\noindent esempi dell'uso di queste funzioni sono riportati in
+fig.~\ref{fig:proc_fork_code}, nel programma \file{ForkTest.c}.
-Il fatto che il \acr{pid} sia un numero univoco per il sistema lo rende il
-candidato ideale per generare ulteriori indicatori associati al processo di
-cui diventa possibile garantire l'unicità: ad esempio la funzione
-\func{tmpname} (si veda \secref{sec:file_temp_file}) usa il \acr{pid} per
-generare un pathname univoco, che non potrà essere replicato da un'altro
-processo che usi la stessa funzione.
+Il fatto che il \acr{pid} sia un numero univoco per il sistema lo rende un
+candidato per generare ulteriori indicatori associati al processo di cui
+diventa possibile garantire l'unicità: ad esempio in alcune implementazioni la
+funzione \func{tempnam} (si veda sez.~\ref{sec:file_temp_file}) usa il
+\acr{pid} per generare un \itindex{pathname} \textit{pathname} univoco, che
+non potrà essere replicato da un altro processo che usi la stessa funzione.
Tutti i processi figli dello stesso processo padre sono detti
\textit{sibling}, questa è una delle relazioni usate nel \textsl{controllo di
sessione}, in cui si raggruppano i processi creati su uno stesso terminale,
o relativi allo stesso login. Torneremo su questo argomento in dettaglio in
-\secref{cap:session}, dove esamineremo gli altri identificativi associati ad
+cap.~\ref{cha:session}, dove esamineremo gli altri identificativi associati ad
un processo e le varie relazioni fra processi utilizzate per definire una
sessione.
-Oltre al \acr{pid} e al \acr{ppid}, e a quelli usati per il controllo di
-sessione, ad ogni processo sono associati altri identificatori, usati per il
-controllo di accesso, che servono per determinare se il processo può o meno
-eseguire le operazioni richieste, a seconda dei privilegi e dell'identità di
-chi lo ha posto in esecuzione; su questi torneremo in dettaglii più avanti in
-\secref{sec:proc_perm}.
+Oltre al \acr{pid} e al \acr{ppid}, (e a quelli che vedremo in
+sez.~\ref{sec:sess_proc_group}, relativi al controllo di sessione), ad ogni
+processo vengono associati degli altri identificatori che vengono usati per il
+controllo di accesso. Questi servono per determinare se un processo può
+eseguire o meno le operazioni richieste, a seconda dei privilegi e
+dell'identità di chi lo ha posto in esecuzione; l'argomento è complesso e sarà
+affrontato in dettaglio in sez.~\ref{sec:proc_perms}.
-\subsection{La funzione \func{fork}}
+\subsection{La funzione \func{fork} e le funzioni di creazione dei processi}
\label{sec:proc_fork}
-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:
-
+La funzione \funcd{fork} è la funzione fondamentale della gestione dei
+processi: come si è detto tradizionalmente l'unico modo di creare un nuovo
+processo era attraverso l'uso di questa funzione,\footnote{in realtà oggi la
+ system call usata più comunemente da Linux per creare nuovi processi è
+ \func{clone} (vedi \ref{sec:process_clone}) , anche perché a partire dalle
+ \acr{glibc} 2.3.3 non viene più usata la system call originale, ma la stessa
+ \func{fork} viene implementata tramite \func{clone}, cosa che consente una
+ migliore interazione coi \textit{thread}.} essa quindi riveste un ruolo
+centrale tutte le volte che si devono scrivere programmi che usano il
+multitasking.\footnote{oggi questa rilevanza, con la diffusione dell'uso dei
+ \textit{thread} che tratteremo al cap.~\ref{cha:threads}, è in parte minore,
+ ma \func{fork} resta comunque la funzione principale per la creazione di
+ processi.} Il prototipo della funzione è:
\begin{functions}
\headdecl{sys/types.h}
\headdecl{unistd.h}
\funcdecl{pid\_t fork(void)}
- Restituisce zero al padre e il \acr{pid} al figlio in caso di successo,
- ritorna -1 al padre (senza creare il figlio) in caso di errore;
- \texttt{errno} può assumere i valori:
+ Crea un nuovo processo.
+
+ \bodydesc{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[\errcode{EAGAIN}] non ci sono risorse sufficienti per creare un altro
processo (per allocare la tabella delle pagine e le strutture del task) o
si è esaurito il numero di processi disponibili.
- \item \macro{ENOMEM} non è stato possibile allocare la memoria per le
+ \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare la memoria per le
strutture necessarie al kernel per creare il nuovo processo.
- \end{errlist}
+ \end{errlist}}
\end{functions}
Dopo il successo dell'esecuzione di una \func{fork} sia il processo padre che
-il processo figlio continuano ad essere eseguiti normalmente alla 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, ma la memoria è copiata, non condivisa\footnote{In generale il segmento
- di testo, che è identico, è condiviso e tenuto in read-only, Linux poi
- utilizza la tecnica del \textit{copy-on-write}, per cui la memoria degli
- altri segmenti viene copiata dal kernel per il nuovo processo solo in caso
- di scrittura, rendendo molto più efficiente il meccanismo} pertanto padre e
-figlio vedono variabili diverse.
+il processo figlio continuano ad essere eseguiti normalmente a partire
+dall'istruzione successiva alla \func{fork}; il processo figlio è però una
+copia del padre, e riceve una copia dei \index{segmento!testo} segmenti di
+testo, \itindex{stack} \textit{stack} e \index{segmento!dati} dati (vedi
+sez.~\ref{sec:proc_mem_layout}), ed esegue esattamente lo stesso codice del
+padre. Si tenga presente però che la memoria è copiata, non condivisa,
+pertanto padre e figlio vedono variabili diverse.
+
+Per quanto riguarda la gestione della memoria, in generale il
+\index{segmento!testo} segmento di testo, che è identico per i due processi, è
+condiviso e tenuto in read-only per il padre e per i figli. Per gli altri
+segmenti Linux utilizza la tecnica del \itindex{copy~on~write} \textit{copy on
+ write}; questa tecnica comporta che una pagina di memoria viene
+effettivamente copiata per il nuovo processo solo quando ci viene effettuata
+sopra una scrittura (e si ha quindi una reale differenza fra padre e figlio).
+In questo modo si rende molto più efficiente il meccanismo della creazione di
+un nuovo processo, non essendo più necessaria la copia di tutto lo spazio
+degli indirizzi virtuali del padre, ma solo delle pagine di memoria che sono
+state modificate, e solo al momento della modifica stessa.
La differenza che si ha nei due processi è che nel processo padre il valore di
-ritorno della funzione fork è il \acr{pid} del processo figlio, mentre nel
-figlio è zero; in questo modo il programma può identificare se viene eseguito
-dal padre o dal figlio. Si noti come la funzione \func{fork} ritorni
-\textbf{due} volte: una nel padre e una nel figlio. La sola differenza che si
-ha nei due processi è il valore di ritorno restituito dalla funzione, che nel
-padre è il \acr{pid} del figlio mentre nel figlio è zero; in questo modo il
-programma può identificare se viene eseguito dal padre o dal figlio.
-
-La scelta di questi valori non è casuale, un processo infatti può avere più
-figli, ed il valore di ritorno di \func{fork} è l'unico modo che permette di
-identificare quello appena creato; al contrario un figlio ha sempre un solo
-padre (il cui \acr{pid} può sempre essere ottenuto con \func{getppid}, vedi
-\secref{sec:proc_pid}) e si usa il valore nullo, che non può essere il
-\acr{pid} di nessun processo.
+ritorno della funzione \func{fork} è il \acr{pid} del processo figlio, mentre
+nel figlio è zero; in questo modo il programma può identificare se viene
+eseguito dal padre o dal figlio. Si noti come la funzione \func{fork} ritorni
+\textbf{due} volte: una nel padre e una nel figlio.
+
+La scelta di questi valori di ritorno non è casuale, un processo infatti può
+avere più figli, ed il valore di ritorno di \func{fork} è l'unico modo che gli
+permette di identificare quello appena creato; al contrario un figlio ha
+sempre un solo padre (il cui \acr{pid} può sempre essere ottenuto con
+\func{getppid}, vedi sez.~\ref{sec:proc_pid}) per cui si usa il valore nullo,
+che non è il \acr{pid} di nessun processo.
\begin{figure}[!htb]
- \footnotesize
- \begin{lstlisting}{}
-#include <errno.h> /* error definitions and routines */
-#include <stdlib.h> /* C standard library */
-#include <unistd.h> /* unix standard library */
-#include <stdio.h> /* standard I/O library */
-#include <string.h> /* string functions */
-
-/* Help printing routine */
-void usage(void);
-
-int main(int argc, char *argv[])
-{
-/*
- * Variables definition
- */
- int nchild, i;
- pid_t pid;
- int wait_child = 0;
- int wait_parent = 0;
- int wait_end = 0;
- ... /* handling options */
- nchild = atoi(argv[optind]);
- printf("Test for forking %d child\n", nchild);
- /* loop to fork children */
- for (i=0; i<nchild; i++) {
- if ( (pid = fork()) < 0) {
- /* on error exit */
- printf("Error on %d child creation, %s\n", i+1, strerror(errno));
- exit(-1);
- }
- if (pid == 0) { /* child */
- printf("Child %d successfully executing\n", ++i);
- if (wait_child) sleep(wait_child);
- printf("Child %d, parent %d, exiting\n", i, getppid());
- exit(0);
- } else { /* parent */
- printf("Spawned %d child, pid %d \n", i+1, pid);
- if (wait_parent) sleep(wait_parent);
- printf("Go to next child \n");
- }
- }
- /* normal exit */
- if (wait_end) sleep(wait_end);
- return 0;
-}
- \end{lstlisting}
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{15cm}
+ \includecodesample{listati/ForkTest.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
\caption{Esempio di codice per la creazione di nuovi processi.}
\label{fig:proc_fork_code}
\end{figure}
Normalmente la chiamata a \func{fork} può fallire solo per due ragioni, o ci
sono già troppi processi nel sistema (il che di solito è sintomo che
qualcos'altro non sta andando per il verso giusto) o si è ecceduto il limite
-sul numero totale di processi permessi all'utente (il valore della costante
-\macro{CHILD\_MAX} definito in \file{limits.h}, che fa riferimento ai processo
-con lo stesso \textit{real user id}).
+sul numero totale di processi permessi all'utente (vedi
+sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}, ed in particolare
+tab.~\ref{tab:sys_rlimit_values}).
L'uso di \func{fork} avviene secondo due modalità principali; la prima è
-quella in cui all'interno di un programma si creano processi figli per
-affidargli l'esecuzione di una certa sezione di codice, mentre il processo
-padre ne esegue un'altra. È il caso tipico dei server di rete in cui il padre
-riceve ed accetta le richieste da parte dei client, per ciascuna delle quali
-pone in esecuzione un figlio che è incaricato di fornire il servizio.
+quella in cui all'interno di un programma si creano processi figli cui viene
+affidata l'esecuzione di una certa sezione di codice, mentre il processo padre
+ne esegue un'altra. È il caso tipico dei programmi server (il modello
+\textit{client-server} è illustrato in sez.~\ref{sec:net_cliserv}) in cui il
+padre riceve ed accetta le richieste da parte dei programmi client, per
+ciascuna delle quali pone in esecuzione un figlio che è incaricato di fornire
+il servizio.
La seconda modalità è quella in cui il processo vuole eseguire un altro
programma; questo è ad esempio il caso della shell. In questo caso il processo
-crea un figlio la cui unica operazione è quella fare una \func{exec} (di cui
-parleremo in \secref{sec:proc_exec}) subito dopo la \func{fork}.
+crea un figlio la cui unica operazione è quella di fare una \func{exec} (di
+cui parleremo in sez.~\ref{sec:proc_exec}) subito dopo la \func{fork}.
Alcuni sistemi operativi (il VMS ad esempio) combinano le operazioni di questa
seconda modalità (una \func{fork} seguita da una \func{exec}) in un'unica
operazione che viene chiamata \textit{spawn}. Nei sistemi unix-like è stato
-scelto di mantenere questa separazione, dato che, come visto per la prima
-modalità d'uso, esistono numerosi scenari in cui si può usare una \func{fork}
-senza bisogno di una \func{exec}. Inoltre anche nel caso della seconda
-modalità di operazioni, avere le due funzioni separate permette al figlio di
+scelto di mantenere questa separazione, dato che, come per la prima modalità
+d'uso, esistono numerosi scenari in cui si può usare una \func{fork} senza
+aver bisogno di eseguire una \func{exec}. Inoltre, anche nel caso della
+seconda modalità 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 molto più
-flessibile la possibilità di modificare gli attributi del nuovo processo.
-
-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 a linea di comando, e prende anche alcune opzioni per indicare
+dell'output, identificatori) prima della \func{exec}, rendendo così
+relativamente facile intervenire sulle le modalità di esecuzione del nuovo
+programma.
+
+In fig.~\ref{fig:proc_fork_code} è riportato il corpo del codice del programma
+di esempio \cmd{forktest}, che permette di illustrare molte caratteristiche
+dell'uso della funzione \func{fork}. Il programma crea un numero di figli
+specificato da linea di comando, e prende anche alcune opzioni per indicare
degli eventuali tempi di attesa in secondi (eseguiti tramite la funzione
\func{sleep}) per il padre ed il figlio (con \cmd{forktest -h} si ottiene la
descrizione delle opzioni); il codice completo, compresa la parte che gestisce
-le opzioni a riga di comando, è disponibile nel file \file{ForkTest.c}.
+le opzioni a riga di comando, è disponibile nel file \file{ForkTest.c},
+distribuito insieme agli altri sorgenti degli esempi su
+\href{http://gapil.truelite.it/gapil_source.tgz}
+{\textsf{http://gapil.truelite.it/gapil\_source.tgz}}.
Decifrato il numero di figli da creare, il ciclo principale del programma
-(\texttt{\small 28--40}) esegue in successione la creazione dei processi figli
+(\texttt{\small 24--40}) esegue in successione la creazione dei processi figli
controllando il successo della chiamata a \func{fork} (\texttt{\small
- 29--31}); ciascun figlio (\texttt{\small 29--31}) si limita a stampare il
+ 25--29}); ciascun figlio (\texttt{\small 31--34}) si limita a stampare il
suo numero di successione, eventualmente attendere il numero di secondi
specificato e scrivere un messaggio prima di uscire. Il processo padre invece
-(\texttt{\small 29--31}) stampa un messaggio di creazione, eventualmente
+(\texttt{\small 36--38}) stampa un messaggio di creazione, eventualmente
attende il numero di secondi specificato, e procede nell'esecuzione del ciclo;
alla conclusione del ciclo, prima di uscire, può essere specificato un altro
periodo di attesa.
-Se eseguiamo il comando senza specificare attese (come si può notare in
-\texttt{\small 17--19} i valori di default specificano di non attendere),
-otterremo come output sul terminale:
-\begin{verbatim}
-[piccardi@selidor sources]$ ./forktest 3
+Se eseguiamo il comando\footnote{che è preceduto dall'istruzione \code{export
+ LD\_LIBRARY\_PATH=./} per permettere l'uso delle librerie dinamiche.}
+senza specificare attese (come si può notare in (\texttt{\small 17--19}) i
+valori predefiniti specificano di non attendere), otterremo come output sul
+terminale:
+\begin{Verbatim}[fontsize=\footnotesize,xleftmargin=1cm,xrightmargin=1.5cm]
+[piccardi@selidor sources]$ export LD_LIBRARY_PATH=./; ./forktest 3
Process 1963: forking 3 child
Spawned 1 child, pid 1964
Child 1 successfully executing
Child 3, parent 1963, exiting
Spawned 3 child, pid 1966
Go to next child
-\end{verbatim} %$
-
-Esaminiamo questo risultato: una prima conclusione che si può trarre è non si
-può dire quale processo fra il padre ed il figlio venga eseguito per
-primo\footnote{anche se nel kernel 2.4.x era stato introdotto un meccanismo
- che metteva in esecuzione sempre il xxx per primo (TODO recuperare le
- informazioni esatte)} dopo la chiamata a \func{fork}; dall'esempio si può
-notare infatti come nei primi due cicli sia stato eseguito per primo il padre
-(con la stampa del \acr{pid} del nuovo processo) per poi passare
-all'esecuzione del figlio (completata con i due avvisi di esecuzione ed
-uscita), e tornare all'esecuzione del padre (con la stampa del passaggio al
-ciclo successivo), mentre la terza volta è stato prima eseguito il figlio
-(fino alla conclusione) e poi il padre.
+\end{Verbatim}
+%$
+
+Esaminiamo questo risultato: una prima conclusione che si può trarre è che non
+si può dire quale processo fra il padre ed il figlio venga eseguito per primo
+dopo la chiamata a \func{fork}; dall'esempio si può notare infatti come nei
+primi due cicli sia stato eseguito per primo il padre (con la stampa del
+\acr{pid} del nuovo processo) per poi passare all'esecuzione del figlio
+(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.
+\itindex{scheduler} scheduling usato dal kernel, dalla particolare situazione
+in cui si trova la macchina al momento della chiamata, risultando del tutto
+impredicibile. Eseguendo più volte il programma di prova e producendo un
+numero diverso di figli, si sono ottenute situazioni completamente diverse,
+compreso il caso in cui il processo padre ha eseguito più di una \func{fork}
+prima che uno dei figli venisse messo in esecuzione.
Pertanto non si può fare nessuna assunzione sulla sequenza di esecuzione delle
-istruzioni del codice fra padre e figli, nè sull'ordine in cui questi potranno
-essere messi in esecuzione, e se è necessaria una qualche forma di precedenza
+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 conditions}.
-
-Si noti inoltre che, come accennato, essendo i segmenti di memoria utilizzati
-dai singoli processi completamente separati, le modifiche delle variabili nei
-processi figli (come l'incremento di \var{i} in \texttt{\small 33}) sono
-visibili solo al loro interno, e non hanno alcun effetto sul valore che le
-stesse variabili hanno nel processo padre (ed in eventuali altri processi
-figli che eseguano lo stesso codice).
+rischio di incorrere nelle cosiddette \itindex{race~condition} \textit{race
+ condition} (vedi sez.~\ref{sec:proc_race_cond}).
+
+In realtà a partire dal kernel 2.5.2-pre10 il nuovo \itindex{scheduler}
+\textit{scheduler} di Ingo Molnar esegue sempre per primo il
+figlio;\footnote{i risultati precedenti sono stati ottenuti usando un kernel
+ della serie 2.4.} questa è una ottimizzazione che serve a evitare che il
+padre, effettuando per primo una operazione di scrittura in memoria, attivi il
+meccanismo del \itindex{copy~on~write} \textit{copy on write}. Questa
+operazione infatti potrebbe risultare del tutto inutile qualora il figlio
+fosse stato creato solo per eseguire una \func{exec}, in tal caso infatti si
+invocherebbe un altro programma scartando completamente lo spazio degli
+indirizzi, rendendo superflua la copia della memoria modificata dal padre.
+
+% TODO spiegare l'ulteriore cambiamento in ponte con il 2.6.32, che fa girare
+% prima il padre per questioni di caching nella CPU
+
+Eseguendo sempre per primo il figlio la \func{exec} verrebbe effettuata subito
+avendo così la certezza che il \itindex{copy~on~write} \textit{copy on write}
+viene utilizzato solo quando necessario. Quanto detto in precedenza vale
+allora soltanto per i kernel fino al 2.4; per mantenere la portabilità è però
+opportuno non fare affidamento su questo comportamento, che non si riscontra
+in altri Unix e nelle versioni del kernel precedenti a quella indicata.
+
+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:
-\begin{verbatim}
+\begin{Verbatim}[fontsize=\footnotesize,xleftmargin=1cm,xrightmargin=1.5cm]
[piccardi@selidor sources]$ ./forktest 3 > output
[piccardi@selidor sources]$ cat output
Process 1967: forking 3 child
Go to next child
Spawned 3 child, pid 1970
Go to next child
-\end{verbatim}
+\end{Verbatim}
che come si vede è completamente diverso da quanto ottenevamo sul terminale.
Il comportamento delle varie funzioni di interfaccia con i file è analizzato
-in gran dettaglio in \capref{cha:file_unix_interface} e in
-\secref{cha:files_std_interface}. Qui basta accennare che si sono usate le
+in gran dettaglio in cap.~\ref{cha:file_unix_interface} e in
+cap.~\ref{cha:files_std_interface}. Qui basta accennare che si sono usate le
funzioni standard della libreria del C che prevedono l'output bufferizzato; e
-questa bufferizzazione varia a seconda che si tratti di un file su disco (in
-cui il buffer viene scaricato su disco solo quando necessario) o di un
-terminale (nel qual caso il buffer viene scaricato ad ogni a capo).
+questa bufferizzazione (trattata in dettaglio in sez.~\ref{sec:file_buffering})
+varia a seconda che si tratti di un file su disco (in cui il buffer viene
+scaricato su disco solo quando necessario) o di un terminale (nel qual caso il
+buffer viene scaricato ad ogni carattere di a capo).
Nel primo esempio allora avevamo che ad ogni chiamata a \func{printf} il
buffer veniva scaricato, e le singole righe erano stampate a video subito dopo
l'esecuzione della \func{printf}. Ma con la redirezione su file la scrittura
-non avviene più alla fine di ogni riga e l'output resta nel buffer, per questo
-motivo, dato che ogni figlio riceve una copia della memoria del padre, esso
-riceverà anche quanto c'è nel buffer delle funzioni di I/O, comprese le linee
-scritte dal padre fino allora. Così quando all'uscita del figlio il buffer
-viene scritto su disco, troveremo nel file anche tutto quello che il processo
-padre aveva scritto prima della sua creazione. E alla fine del file, dato che
-in questo caso il padre esce per ultimo, troviamo anche l'output del padre.
-
-Ma l'esempio ci mostra un'altro aspetto fondamentale dell'interazione con i
-file, che era valido anche per l'esempio precedente, ma meno evidente; il
-fatto cioè che non solo processi diversi possono scrivere in contemporanea
-sullo stesso file (l'argomento della condivisione dei file in unix è trattato
-in dettaglio in \secref{sec:file_sharing}), ma anche che, a differenza di
-quanto avviene per le variabili, la posizione corrente sul file è condivisa
-fra il padre e tutti i processi figli.
-
-Quello che succede è che quando lo standard output del padre viene rediretto,
-lo stesso avviene anche per tutti i figli; la funzione \func{fork} infatti ha
-la caratteristica di duplicare (allo stesso modo in cui lo fa la funzione
-\func{dup}, trattata in \secref{sec:file_dup}) nei figli tutti i file
-descriptor aperti nel padre, il che comporta che padre e figli condividono
-le stesse voci della file table (per la spiegazione di questi termini si veda
-\secref{sec:file_sharing} e referenza a figura da fare) e quindi anche
-l'offset corrente nel file.
-
-In questo modo se un processo scrive sul file aggiornerà l'offset sulla file
-table, e tutti gli altri processi che condividono la file table vedranno il
-nuovo valore; in questo modo si evita, in casi come quello appena mostrato in
+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
+sez.~\ref{sec:file_sharing}), ma anche che, a differenza di quanto avviene per
+le variabili, la posizione corrente sul file è condivisa fra il padre e tutti
+i processi figli.
+
+Quello che succede è che quando lo standard output del padre viene rediretto
+come si è fatto nell'esempio, lo stesso avviene anche per tutti i figli; la
+funzione \func{fork} infatti ha la caratteristica di duplicare nei processi
+figli tutti i file descriptor aperti nel processo padre (allo stesso modo in
+cui lo fa la funzione \func{dup}, trattata in sez.~\ref{sec:file_dup}), il che
+comporta che padre e figli condividono le stesse voci della
+\itindex{file~table} \textit{file table} (per la spiegazione di questi termini
+si veda sez.~\ref{sec:file_sharing}) fra cui c'è anche la posizione corrente
+nel file.
+
+In questo modo se un processo scrive sul file aggiornerà la posizione corrente
+sulla \itindex{file~table} \textit{file table}, e tutti gli altri processi,
+che vedono la stessa \itindex{file~table} \textit{file table}, vedranno il
+nuovo valore. In questo modo si evita, in casi come quello appena mostrato in
cui diversi processi scrivono sullo stesso file, che l'output successivo di un
-processo vada a sovrapporsi a quello dei precedenti (l'output potrà risultare
-mescolato, ma non ci saranno parti perdute per via di una sovrascrittura).
+processo vada a sovrapporsi a quello dei precedenti: l'output potrà risultare
+mescolato, ma non ci saranno parti perdute per via di una sovrascrittura.
Questo tipo di comportamento è essenziale in tutti quei casi in cui il padre
-crea un figlio ed attende la sua conclusione per proseguire, ed entrambi
-scrivono sullo stesso file, ad esempio lo standard output (un caso tipico è la
-shell). Se l'output viene rediretto con questo comportamento avremo che il
-padre potrà continuare a scrivere automaticamente in coda a quanto scritto dal
-figlio; se così non fosse ottenere questo comportamento sarebbe estremamente
-complesso necessitando di una qualche forma di comunicazione fra i due
-processi.
+crea un figlio e attende la sua conclusione per proseguire, ed entrambi
+scrivono sullo stesso file; un caso tipico è la shell quando lancia un
+programma, il cui output va sullo standard output. In questo modo, anche se
+l'output viene rediretto, il padre potrà sempre continuare a scrivere in coda
+a quanto scritto dal figlio in maniera automatica; se così non fosse ottenere
+questo comportamento sarebbe estremamente complesso necessitando di una
+qualche forma di comunicazione fra i due processi per far riprendere al padre
+la scrittura al punto giusto.
In generale comunque non è buona norma far scrivere più processi sullo stesso
-file senza una qualche forma di sincronizzazione in quanto, come visto con il
-nostro esempio, le varie scritture risulteranno mescolate fra loro in una
-sequenza impredicibile. Le modalità con cui in genere si usano i file dopo una
-\func{fork} sono sostanzialmente due:
-\begin{enumerate}
+file senza una qualche forma di sincronizzazione in quanto, come visto anche
+con il nostro esempio, le varie scritture risulteranno mescolate fra loro in
+una sequenza impredicibile. Per questo le modalità con cui in genere si usano
+i file dopo una \func{fork} sono sostanzialmente due:
+\begin{enumerate*}
\item Il processo padre aspetta la conclusione del figlio. In questo caso non
è necessaria nessuna azione riguardo ai file, in quanto la sincronizzazione
- degli offset dopo eventuali operazioni di lettura e scrittura effettuate dal
- figlio è automatica.
+ della posizione corrente dopo eventuali operazioni di lettura e scrittura
+ effettuate dal figlio è automatica.
\item L'esecuzione di padre e figlio procede indipendentemente. In questo caso
- ciascuno dei due deve chiudere i file che non gli servono una volta che la
- \func{fork} è stata eseguita, per evitare ogni forma di interferenza.
-\end{enumerate}
+ ciascuno dei due processi deve chiudere i file che non gli servono una volta
+ che la \func{fork} è stata eseguita, per evitare ogni forma di interferenza.
+\end{enumerate*}
Oltre ai file aperti i processi figli ereditano dal padre una serie di altre
-proprietà comuni; in dettaglio avremo che dopo l'esecuzione di una \func{fork}
-padre e figlio avranno in comune:
-\begin{itemize}
-\item i file aperti (e gli eventuali flag di \textit{close-on-exec} se
- settati).
-\item gli identificatori per il controllo di accesso: il \textit{real user
- id}, il \textit{real group id}, l'\textit{effective user id},
- l'\textit{effective group id} e i \textit{supplementary group id} (vedi
- \secref{sec:proc_user_group}).
-\item gli identificatori per il controllo di sessione: il \textit{process
- group id} e il \textit{session id} e il terminale di controllo (vedi
- \secref{sec:sess_xxx} e \secref{sec:sess_xxx}).
-\item i flag di \acr{suid} e \acr{sgid} (vedi \secref{sec:file_suid_sgid}).
+proprietà; la lista dettagliata delle proprietà che padre e figlio hanno in
+comune dopo l'esecuzione di una \func{fork} è la seguente:
+\begin{itemize*}
+\item i file aperti e gli eventuali flag di \itindex{close-on-exec}
+ \textit{close-on-exec} impostati (vedi sez.~\ref{sec:proc_exec} e
+ sez.~\ref{sec:file_fcntl});
+\item gli identificatori per il controllo di accesso: l'\textsl{user-ID
+ reale}, il \textsl{group-ID reale}, l'\textsl{user-ID effettivo}, il
+ \textsl{group-ID effettivo} ed i \textit{group-ID supplementari} (vedi
+ sez.~\ref{sec:proc_access_id});
+\item gli identificatori per il controllo di sessione: il
+ \itindex{process~group} \textit{process group-ID} e il \textit{session id}
+ ed il terminale di controllo (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group});
\item la directory di lavoro e la directory radice (vedi
- \secref{sec:file_work_dir}).
-\item la maschera dei permessi di creazione (vedi \secref{sec:file_umask}).
-\item la maschera dei segnali.
-\item i segmenti di memoria condivisa agganciati al processo.
-\item i limiti sulle risorse
-\item le variabili di ambiente (vedi \secref{sec:proc_environ}).
-\end{itemize}
-le differenze invece sono:
-\begin{itemize}
-\item il valore di ritorno di \func{fork}.
-\item il \textit{process id}.
-\item il \textit{parent process id} (quello del figlio viene settato al
- \acr{pid} del padre).
-\item i valori dei tempi di esecuzione (\var{tms\_utime}, \var{tms\_stime},
- \var{tms\_cutime}, \var{tms\_uetime}) che nel figlio sono posti a zero.
-\item i \textit{file lock}, che non vengono ereditati dal figlio.
-\item gli allarmi pendenti, che per il figlio vengono cancellati.
-\end{itemize}
-
-
-\subsection{La funzione \func{vfork}}
-\label{sec:proc_vfork}
-
-La funzione \func{vfork} è esattamente identica a \func{fork} ed ha la stessa
+ sez.~\ref{sec:file_work_dir} e sez.~\ref{sec:file_chroot});
+\item la maschera dei permessi di creazione dei file (vedi
+ sez.~\ref{sec:file_perm_management});
+\item la maschera dei segnali bloccati (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigmask}) e le
+ azioni installate (vedi sez.~\ref{sec:sig_gen_beha});
+\item i segmenti di memoria condivisa agganciati al processo (vedi
+ sez.~\ref{sec:ipc_sysv_shm});
+\item i limiti sulle risorse (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit});
+\item il valori di \textit{nice}, le priorità real-time e le affinità di
+ processore (vedi sez.~\ref{sec:proc_sched_stand},
+ sez.~\ref{sec:proc_real_time} e sez.~\ref{sec:proc_sched_multiprocess});
+\item le variabili di ambiente (vedi sez.~\ref{sec:proc_environ}).
+\end{itemize*}
+Le differenze fra padre e figlio dopo la \func{fork} invece sono:\footnote{a
+ parte le ultime quattro, relative a funzionalità specifiche di Linux, le
+ altre sono esplicitamente menzionate dallo standard POSIX.1-2001.}
+\begin{itemize*}
+\item il valore di ritorno di \func{fork};
+\item il \acr{pid} (\textit{process id}), assegnato ad un nuovo valore univoco;
+\item il \acr{ppid} (\textit{parent process id}), quello del figlio viene
+ impostato al \acr{pid} del padre;
+\item i valori dei tempi di esecuzione (vedi sez.~\ref{sec:sys_cpu_times}) e
+ delle risorse usate (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_use}), che nel figlio
+ sono posti a zero;
+\item i \textit{lock} sui file (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}) e sulla
+ memoria (vedi sez.~\ref{sec:proc_mem_lock}), che non vengono ereditati dal
+ figlio;
+\item gli allarmi (vedi sez.~\ref{sec:sig_alarm_abort}) ed i segnali pendenti
+ (vedi sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}), che per il figlio vengono cancellati.
+\item le operazioni di I/O asincrono in corso (vedi
+ sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}) che non vengono ereditate dal figlio;
+\item gli aggiustamenti fatti dal padre ai semafori con \func{semop} (vedi
+ sez.~\ref{sec:ipc_sysv_sem}).
+\item le notifiche sui cambiamenti delle directory con \textit{dnotify} (vedi
+ sez.~\ref{sec:sig_notification}), che non vengono ereditate dal figlio;
+\item le mappature di memoria marcate come \const{MADV\_DONTFORK} (vedi
+ sez.~\ref{sec:file_memory_map}) che non vengono ereditate dal figlio;
+\item l'impostazione con \func{prctl} (vedi sez.~\ref{sec:prctl_xxx}) che
+ notifica al figlio la terminazione del padre viene cancellata;
+\item il segnale di terminazione del figlio è sempre \const{SIGCHLD} anche
+ qualora nel padre fosse stato modificato (vedi sez.~\ref{sec:process_clone}).
+\end{itemize*}
+
+Una seconda funzione storica usata per la creazione di un nuovo processo è
+\func{vfork}, che è esattamente identica a \func{fork} ed ha la stessa
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
Questa funzione è un rimasuglio dei vecchi tempi in cui eseguire una
\func{fork} comportava anche la copia completa del segmento dati del processo
padre, che costituiva un inutile appesantimento in tutti quei casi in cui la
-\func{fork} veniva fatto solo per poi eseguire una \func{exec}. La funzione
+\func{fork} veniva fatta solo per poi eseguire una \func{exec}. La funzione
venne introdotta in BSD per migliorare le prestazioni.
-Dato che Linux supporta il \textit{copy on write} la perdita di prestazioni è
-assolutamente trascurabile, e l'uso di questa funzione (che resta un caso
-speciale della funzione \func{clone}), è deprecato, per questo eviteremo di
-trattarla ulteriormente.
+Dato che Linux supporta il \itindex{copy~on~write} \textit{copy on write} la
+perdita di prestazioni è assolutamente trascurabile, e l'uso di questa
+funzione, che resta un caso speciale della system call \func{clone} (che
+tratteremo in dettaglio in sez.~\ref{sec:process_clone}) è deprecato; per
+questo eviteremo di trattarla ulteriormente.
-\subsection{La conclusione di un processo.}
+\subsection{La conclusione di un processo}
\label{sec:proc_termination}
-In \secref{sec:proc_conclusion} abbiamo già affrontato le modalità con cui
-concludere un programma, ma dal punto di vista del programma stesso; avendo a
-che fare con un sistema multitasking occorre adesso affrontare l'argomento dal
-punto di vista generale di come il sistema gestisce la conclusione dei
-processi.
+In sez.~\ref{sec:proc_conclusion} abbiamo già affrontato le modalità con cui
+chiudere un programma, ma dall'interno del programma stesso; avendo a che fare
+con un sistema multitasking resta da affrontare l'argomento dal punto di vista
+di come il sistema gestisce la conclusione dei processi.
-Abbiamo già visto in \secref{sec:proc_conclusion} le tre modalità con cui un
+Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:proc_conclusion} le tre modalità con cui un
programma viene terminato in maniera normale: la chiamata di \func{exit} (che
esegue le funzioni registrate per l'uscita e chiude gli stream), il ritorno
dalla funzione \func{main} (equivalente alla chiamata di \func{exit}), e la
chiamata ad \func{\_exit} (che passa direttamente alle operazioni di
terminazione del processo da parte del kernel).
-Ma oltre alla conclusione normale abbiamo accennato che esistono anche delle
+Ma abbiamo accennato che oltre alla conclusione normale esistono anche delle
modalità di conclusione anomala; queste sono in sostanza due: il programma può
chiamare la funzione \func{abort} per invocare una chiusura anomala, o essere
-terminato da un segnale. In realtà anche la prima modalità si riconduce alla
-seconda, dato che \func{abort} si limita a generare il segnale
-\macro{SIGABRT}.
+terminato da un segnale (torneremo sui segnali in cap.~\ref{cha:signals}). In
+realtà anche la prima modalità si riconduce alla seconda, dato che
+\func{abort} si limita a generare il segnale \const{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 descrittori dei file sono chiusi.
-\item viene memorizzato lo stato di terminazione del processo.
-\item ad ogni processo figlio viene assegnato un nuovo padre.
-\item viene inviato il segnale \macro{SIGCHLD} al processo padre.
-\item se il processo è un leader di sessione viene mandato un segnale di
- \macro{SIGHUP} a tutti i processi in background e il terminale di controllo
- viene disconnesso.
-\item se la conclusione di un 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}.
-\end{itemize}
-ma al di la di queste operazioni è necessario poter disporre di un meccanismo
-ulteriore che consenta di sapere come questa terminazione è avvenuta; dato che
-in un sistema unix-like tutto viene gestito attraverso i processi il
-meccanismo scelto consiste nel riportare lo stato di terminazione
-(\textit{termination status}) di cui sopra al processo padre.
-
-Nel caso di conclusione normale, lo stato di uscita del processo viene
+\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 \const{SIGCHLD} al processo padre (vedi
+ sez.~\ref{sec:sig_sigchld});
+\item se il processo è un leader di sessione ed il suo terminale di controllo
+ è quello della sessione viene mandato un segnale di \const{SIGHUP} a tutti i
+ processi del gruppo di \textit{foreground} e il terminale di controllo viene
+ disconnesso (vedi sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term});
+\item se la conclusione di un processo rende orfano un \textit{process
+ group} ciascun membro del gruppo viene bloccato, e poi gli vengono
+ inviati in successione i segnali \const{SIGHUP} e \const{SIGCONT}
+ (vedi ancora sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}).
+\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
+sez.~\ref{sec:proc_conclusion} che lo stato di uscita del processo viene
caratterizzato tramite il valore del cosiddetto \textit{exit status}, cioè il
valore passato alle funzioni \func{exit} o \func{\_exit} (o dal valore di
ritorno per \func{main}). Ma se il processo viene concluso in maniera anomala
il programma non può specificare nessun \textit{exit status}, ed è il kernel
che deve generare autonomamente il \textit{termination status} per indicare le
-ragioni della conclusione anomala.
+ragioni della conclusione anomala.
Si noti la distinzione fra \textit{exit status} e \textit{termination status}:
quello che contraddistingue lo stato di chiusura del processo e viene
riportato attraverso le funzioni \func{wait} o \func{waitpid} (vedi
-\secref{sec:proc_wait}) è sempre quest'ultimo; in caso di conclusione normale
+sez.~\ref{sec:proc_wait}) è sempre quest'ultimo; in caso di conclusione normale
il kernel usa il primo (nel codice eseguito da \func{\_exit}) per produrre il
secondo.
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}).
+terminato; si potrebbe avere cioè quello che si chiama un processo
+\textsl{orfano}.
-Questa complicazione viene superata facendo in modo che il processo figlio
-venga \textsl{adottato} da \cmd{init}: come già accennato quando un processo
-termina il kernel controlla se è il padre di altri processi in esecuzione: in
+Questa complicazione viene superata facendo in modo che il processo orfano
+venga \textsl{adottato} da \cmd{init}. Come già accennato quando un processo
+termina, il kernel controlla se è il padre di altri processi in esecuzione: in
caso positivo allora il \acr{ppid} di tutti questi processi viene sostituito
con il \acr{pid} di \cmd{init} (e cioè con 1); in questo modo ogni processo
-avrà sempre un padre (nel caso \textsl{adottivo}) cui riportare il suo stato
-di terminazione. Come verifica di questo comportamento possiamo eseguire il
-comando \cmd{forktest} imponendo a ciascun processo figlio due
-secondi di attesa prima di uscire, il risultato è:
-\begin{verbatim}
+avrà sempre un padre (nel caso possiamo parlare di un padre \textsl{adottivo})
+cui riportare il suo stato di terminazione. Come verifica di questo
+comportamento possiamo eseguire il nostro programma \cmd{forktest} imponendo a
+ciascun processo figlio due secondi di attesa prima di uscire, il risultato è:
+\begin{Verbatim}[fontsize=\footnotesize,xleftmargin=1cm,xrightmargin=1.5cm]
[piccardi@selidor sources]$ ./forktest -c2 3
Process 1972: forking 3 child
Spawned 1 child, pid 1973
[piccardi@selidor sources]$ Child 3, parent 1, exiting
Child 2, parent 1, exiting
Child 1, parent 1, exiting
-\end{verbatim}
+\end{Verbatim}
come si può notare in questo caso il processo padre si conclude prima dei
figli, tornando alla shell, che stampa il prompt sul terminale: circa due
secondi dopo viene stampato a video anche l'output dei tre figli che
Questo viene fatto mantenendo attiva la voce nella tabella dei processi, e
memorizzando alcuni dati essenziali, come il \acr{pid}, i tempi di CPU usati
-dal processo (vedi \secref{sec:intro_unix_time}) e lo stato di terminazione
-\footnote{NdA verificare esattamente cosa c'è!}, mentre la memoria in uso ed i
-file aperti vengono rilasciati immediatamente. I processi che sono terminati,
-ma il cui stato di terminazione non è stato ancora ricevuto dal padre sono
-chiamati \textit{zombie}, essi restano presenti nella tabella dei processi ed
-in genere possono essere identificati dall'output di \cmd{ps} per la presenza
-di una \cmd{Z} nella colonna che ne indica lo stato. Quando il padre
-effettuerà la lettura dello stato di uscita anche questa informazione, non più
-necessaria, verrà scartata e la terminazione potrà dirsi completamente
-conclusa.
+dal processo (vedi sez.~\ref{sec:sys_unix_time}) e lo stato di terminazione,
+mentre la memoria in uso ed i file aperti vengono rilasciati immediatamente. I
+processi che sono terminati, ma il cui stato di terminazione non è stato
+ancora ricevuto dal padre sono chiamati \index{zombie} \textit{zombie}, essi
+restano presenti nella tabella dei processi ed in genere possono essere
+identificati dall'output di \cmd{ps} per la presenza di una \texttt{Z} nella
+colonna che ne indica lo stato (vedi tab.~\ref{tab:proc_proc_states}). Quando
+il padre effettuerà la lettura dello stato di 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:
-\begin{verbatim}
+condizione: lanciamo il comando \cmd{forktest} in \textit{background} (vedi
+sez.~\ref{sec:sess_job_control}), indicando al processo padre di aspettare 10
+secondi prima di uscire; in questo caso, usando \cmd{ps} sullo stesso
+terminale (prima dello scadere dei 10 secondi) otterremo:
+\begin{Verbatim}[fontsize=\footnotesize,xleftmargin=1cm,xrightmargin=1.5cm]
[piccardi@selidor sources]$ ps T
PID TTY STAT TIME COMMAND
419 pts/0 S 0:00 bash
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} %$
-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_xxx} 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.
+\end{Verbatim}
+%$
+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 \index{zombie} \textit{zombie} e l'indicazione che
+sono stati terminati.
+
+La possibilità di avere degli \index{zombie} \textit{zombie} deve essere
+tenuta sempre presente quando si scrive un programma che deve essere mantenuto
+in esecuzione a lungo e creare molti figli. In questo caso si deve sempre
+avere cura di far leggere l'eventuale stato di uscita di tutti i figli (in
+genere questo si fa attraverso un apposito \textit{signal handler}, che chiama
+la funzione \func{wait}, vedi sez.~\ref{sec:sig_sigchld} e
+sez.~\ref{sec:proc_wait}). Questa operazione è necessaria perché anche se gli
+\index{zombie} \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
-vengono ereditati (compresi gli zombie) verranno adottati da \cmd{init}, il
-quale provvederà a completarne la terminazione.
-
-Si tenga presente infine che siccome gli zombie sono processi già usciti, non
-c'è modo di eliminarli con il comando \cmd{kill}; l'unica possibilità è quella
-di terminare il processo che li ha generati, in modo che \cmd{init} possa
-adottarli e provvedere a concludere la terminazione.
-
-
-\subsection{Le funzioni \texttt{wait} e \texttt{waitpid}}
+diviene uno \index{zombie} \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 \index{zombie} \textit{zombie}:
+alla sua terminazione infatti tutti i suoi figli (compresi gli \index{zombie}
+\textit{zombie}) verranno adottati da \cmd{init}, il quale provvederà a
+completarne la terminazione.
+
+Si tenga presente infine che siccome gli \index{zombie} \textit{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{La funzione \func{waitpid} e le funzioni di ricezione degli stati
+ di uscita}
\label{sec:proc_wait}
-Abbiamo già accennato come uno degli usi possibili delle capacità multitasking
-di un sistema unix-like consista nella creazione di programmi di tipo server,
-in cui un processo principale attende le richieste che vengono poi soddisfatte
-creando una serie di processi figli. Si è già sottolineato al paragrafo
-precedente come in questo caso diventi necessario gestire esplicitamente la
-conclusione dei vari processi figli onde evitare di riempire di
-\textit{zombie} la tabella dei processi; le funzioni deputate a questo compito
-sono sostanzialmente due, \func{wait} e \func{waitpid}. La prima, il cui
-prototipo è:
-
+Uno degli usi più comuni delle capacità multitasking di un sistema unix-like
+consiste nella creazione di programmi di tipo server, in cui un processo
+principale attende le richieste che vengono poi soddisfatte da una serie di
+processi figli. Si è già sottolineato al paragrafo precedente come in questo
+caso diventi necessario gestire esplicitamente la conclusione dei figli onde
+evitare di riempire di \index{zombie} \textit{zombie} la tabella dei processi;
+le funzioni deputate a questo compito sono principalmente due, \funcd{wait} e
+\func{waitpid}. La prima, il cui prototipo è:
\begin{functions}
\headdecl{sys/types.h}
\headdecl{sys/wait.h}
-\funcdecl{pid\_t wait(int * status)}
+\funcdecl{pid\_t wait(int *status)}
Sospende il processo corrente finché un figlio non è uscito, o finché un
-segnale termina il processo o chiama una funzione di gestione. Se un figlio è
-già uscito la funzione ritorna immediatamente. Al ritorno lo stato di
-termininazione del processo viene salvato nella variabile puntata da
-\var{status} e tutte le informazioni relative al processo (vedi
-\secref{sec:proc_termination}) vengono rilasciate.
-
-La funzione restituisce il \acr{pid} del figlio in caso di successo e -1 in
-caso di errore; \var{errno} può assumere i valori:
+segnale termina il processo o chiama una funzione di gestione.
+
+\bodydesc{La funzione restituisce il \acr{pid} del figlio in caso di successo
+ e -1 in caso di errore; \var{errno} può assumere i valori:
\begin{errlist}
- \item \macro{EINTR} la funzione è stata interrotta da un segnale.
- \end{errlist}
+ \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
+ \end{errlist}}
\end{functions}
-è presente fin dalle prime versioni di unix; la funzione ritorna alla
-conclusione del primo figlio (o immediatamente se un figlio è già uscito). Nel
-caso un processo abbia più figli il valore di ritorno permette di identificare
-qual'è quello che è uscito.
-
-Questa funzione però ha il difetto di essere poco flessibile, in quanto
-ritorna all'uscita di un figlio qualunque. Nelle occasioni in cui è necessario
-attendere la conclusione di un processo specifico occorre predisporre un
-meccanismo che tenga conto dei processi già terminati, e ripeta la chiamata
-alla funzione nel caso il processo cercato sia ancora attivo.
-
-Per questo motivo lo standard POSIX.1 ha introdotto la funzione \func{waitpid}
-che effettua lo stesso servizio, ma dispone di una serie di funzionalità più
-ampie, legate anche al controllo di sessione. Dato che è possibile ottenere
-lo stesso comportamento di \func{wait} si consiglia di utilizzare sempre
-questa funzione; il suo prototipo è:
-
+\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, se più di un figlio è terminato occorre chiamare la funzione
+più volte se si vuole recuperare lo stato di terminazione di tutti quanti.
+
+Al ritorno della funzione lo stato di terminazione del figlio viene salvato
+nella variabile puntata da \param{status} e tutte le risorse del kernel
+relative al processo (vedi sez.~\ref{sec:proc_termination}) vengono rilasciate.
+Nel caso un processo abbia più figli il valore di ritorno (il \acr{pid} del
+figlio) permette di identificare qual è quello che è uscito.
+
+Questa funzione ha il difetto di essere poco flessibile, in quanto ritorna
+all'uscita di un qualunque processo figlio. Nelle occasioni in cui è
+necessario attendere la conclusione di un processo specifico occorrerebbe
+predisporre un meccanismo che tenga conto dei processi già terminati, e
+provvedere 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
+\funcd{waitpid} che effettua lo stesso servizio, ma dispone di una serie di
+funzionalità più ampie, legate anche al controllo di sessione (si veda
+sez.~\ref{sec:sess_job_control}). Dato che è possibile ottenere lo stesso
+comportamento di \func{wait}\footnote{in effetti il codice
+ \code{wait(\&status)} è del tutto equivalente a \code{waitpid(WAIT\_ANY,
+ \&status, 0)}.} si consiglia di utilizzare sempre questa funzione, il cui
+prototipo è:
\begin{functions}
\headdecl{sys/types.h}
\headdecl{sys/wait.h}
-\funcdecl{pid\_t waitpid(pid\_t pid, int * status, int options)}
+\funcdecl{pid\_t waitpid(pid\_t pid, int *status, int options)}
+Attende la conclusione di un processo figlio.
-La funzione restituisce il \acr{pid} del processo che è uscito, 0 se è stata
-specificata l'opzione \macro{WNOHANG} e il processo non è uscito e -1 per un
-errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
+\bodydesc{La funzione restituisce il \acr{pid} del processo che è uscito, 0 se
+ è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e il processo non è uscito e
+ -1 per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
\begin{errlist}
- \item \macro{EINTR} se non è stata specificata l'opzione \macro{WNOHANG} e
+ \item[\errcode{EINTR}] non è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e
la funzione è stata interrotta da un segnale.
- \item \macro{ECHILD} il processo specificato da \var{pid} non esiste o non è
- figlio del processo chiamante.
- \end{errlist}
+ \item[\errcode{ECHILD}] il processo specificato da \param{pid} non esiste o
+ non è figlio del processo chiamante.
+ \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per
+ l'argomento \param{options}.
+ \end{errlist}}
\end{functions}
-Le differenze principali fra le due funzioni sono che \func{wait} si blocca
-sempre fino a che un processo figlio non termina, mentre \func{waitpid} ha la
-possibilità si specificare un'opzione \macro{WNOHANG} che ne previene il
-blocco; inoltre \func{waitpid} può specificare quale processo attendere sulla
-base del valore specificato tramite la variabile \var{pid}, secondo lo
-specchietto riportato in \ntab:
+La prima differenza fra le due funzioni è che con \func{waitpid} si può
+specificare in maniera flessibile quale processo attendere, sulla base del
+valore fornito dall'argomento \param{pid}, questo può assumere diversi valori,
+secondo lo specchietto riportato in tab.~\ref{tab:proc_waidpid_pid}, dove si
+sono riportate anche le costanti definite per indicare alcuni di essi.
+
\begin{table}[!htb]
\centering
- \begin{tabular}[c]{|c|p{10cm}|}
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}[c]{|c|c|p{8cm}|}
\hline
- \textbf{Valore} & \textbf{Significato}\\
+ \textbf{Valore} & \textbf{Costante} &\textbf{Significato}\\
\hline
\hline
- $<-1$& attende per un figlio il cui \textit{process group} è uguale al
- valore assoluto di \var{pid}. \\
- $-1$ & attende per un figlio qualsiasi, usata in questa maniera è
- equivalente a \func{wait}.\\
- $0$ & 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}.\\
+ $<-1$& -- & Attende per un figlio il cui
+ \itindex{process~group} \textit{process group}
+ (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) è uguale
+ al valore assoluto di \param{pid}. \\
+ $-1$&\const{WAIT\_ANY} & Attende per un figlio qualsiasi, usata in
+ questa maniera senza specificare nessuna opzione
+ è equivalente a \func{wait}.\\
+ $ 0$&\const{WAIT\_MYPGRP}&Attende per un figlio il cui
+ \itindex{process~group} \textit{process group}
+ (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) è
+ uguale a quello del processo chiamante. \\
+ $>0$& -- & Attende per un figlio il cui \acr{pid} è uguale
+ al valore di \param{pid}.\\
\hline
\end{tabular}
- \caption{Significato dei valori del parametro \var{pid} della funzione
+ \caption{Significato dei valori dell'argomento \param{pid} della funzione
\func{waitpid}.}
\label{tab:proc_waidpid_pid}
\end{table}
-Il comportamento di \func{waitpid} può essere modificato passando delle
-opportune opzioni tramite la variabile \var{option}. I valori possibili sono
-il già citato \macro{WNOHANG}, che previene il blocco della funzione quando il
-processo figlio non è terminato, e \macro{WUNTRACED} (usata per il controllo
-di sessione, trattato in \capref{cha:session}) che fa ritornare la funzione
-anche per i processi figli che sono bloccati ed il cui stato non è stato
-ancora riportato al padre. Il valore dell'opzione deve essere specificato come
-maschera binaria ottenuta con l'OR delle suddette costanti con zero.
-
-La terminazione di un processo figlio è chiaramente un evento asincrono
-rispetto all'esecuzione di un programma e può avvenire in un qualunque
-momento, per questo motivo, come si è visto nella sezione precedente, una
-delle azioni prese dal kernel alla conclusione di un processo è quella di
-mandare un segnale di \macro{SIGCHLD} al padre. Questo segnale viene ignorato
-di default, ma costituisce il meccanismo di comunicazione asincrona con cui il
-kernel avverte un processo padre che uno dei suoi figli è terminato.
-
-In genere in un programma non si vuole essere forzati ad attendere la
-conclusione di un processo per proseguire, specie se tutto questo serve solo
-per leggerne lo stato di chiusura (ed evitare la presenza di \textit{zombie}),
-per questo la modalità più usata per chiamare queste funzioni è quella di
-utilizzarle all'interno di un \textit{signal handler} (torneremo sui segnali e
-su come gestire \macro{SIGCHLD} in \secref{sec:sig_sigwait_xxx}) nel qual
-caso, dato che il segnale è generato dalla terminazione un figlio, avremo la
-certezza che la chiamata a \func{wait} non si bloccherà.
+Il comportamento di \func{waitpid} può inoltre essere modificato passando alla
+funzione delle opportune opzioni tramite l'argomento \param{options}; questo
+deve essere specificato come maschera binaria dei flag riportati nella prima
+parte in tab.~\ref{tab:proc_waitpid_options} che possono essere combinati fra
+loro con un OR aritmetico. Nella seconda parte della stessa tabella si sono
+riportati anche alcuni valori non standard specifici di Linux, che consentono
+un controllo più dettagliato per i processi creati con la system call generica
+\func{clone} (vedi sez.~\ref{sec:process_clone}) usati principalmente per la
+gestione della terminazione dei \itindex{thread} \textit{thread} (vedi
+sez.~\ref{sec:thread_xxx}).
+
+\begin{table}[!htb]
+ \centering
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
+ \hline
+ \textbf{Macro} & \textbf{Descrizione}\\
+ \hline
+ \hline
+ \const{WNOHANG} & La funzione ritorna immediatamente anche se non è
+ terminato nessun processo figlio. \\
+ \const{WUNTRACED} & Ritorna anche se un processo figlio è stato fermato. \\
+ \const{WCONTINUED}& Ritorna anche quando un processo figlio che era stato
+ fermato ha ripreso l'esecuzione.\footnotemark \\
+ \hline
+ \const{\_\_WCLONE}& Attende solo per i figli creati con \func{clone},
+ vale a dire processi che non emettono nessun segnale
+ o emettono un segnale diverso da \const{SIGCHL} alla
+ terminazione. \\
+ \const{\_\_WALL} & Attende per qualunque processo figlio. \\
+ \const{\_\_WNOTHREAD}& Non attende per i figli di altri \textit{thread}
+ dello stesso gruppo. \\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Costanti che identificano i bit dell'argomento \param{options}
+ della funzione \func{waitpid}.}
+ \label{tab:proc_waitpid_options}
+\end{table}
+
+\footnotetext{disponibile solo a partire dal kernel 2.6.10.}
+
+L'uso dell'opzione \const{WNOHANG} consente di prevenire il blocco della
+funzione qualora nessun figlio sia uscito (o non si siano verificate le altre
+condizioni per l'uscita della funzione); in tal caso la funzione ritornerà un
+valore nullo anziché positivo.\footnote{anche in questo caso un valore
+ positivo indicherà il \acr{pid} del processo di cui si è ricevuto lo stato
+ ed un valore negativo un errore.}
+
+Le altre due opzioni \const{WUNTRACED} e \const{WCONTINUED} consentono
+rispettivamente di tracciare non la terminazione di un processo, ma il fatto
+che esso sia stato fermato, o fatto ripartire, e sono utilizzate per la
+gestione del controllo di sessione (vedi sez.~\ref{sec:sess_job_control}).
+
+Nel caso di \const{WUNTRACED} la funzione ritorna, restituendone il \acr{pid},
+quando un processo figlio entra nello stato \textit{stopped}\footnote{in
+ realtà viene notificato soltanto il caso in cui il processo è stato fermato
+ da un segnale di stop (vedi sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}), e non quello in
+ cui lo stato \textit{stopped} è dovuto all'uso di \func{ptrace} (vedi
+ sez.~\ref{sec:xxx_ptrace}).} (vedi tab.~\ref{tab:proc_proc_states}), mentre
+con \const{WCONTINUED} la funzione ritorna quando un processo in stato
+\textit{stopped} riprende l'esecuzione per la ricezione del segnale
+\const{SIGCONT} (l'uso di questi segnali per il controllo di sessione è
+dettagliato in sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}).
+
+La terminazione di un processo figlio (così come gli altri eventi osservabili
+con \func{waitpid}) è chiaramente un evento asincrono rispetto all'esecuzione
+di un programma e può avvenire in un qualunque momento. Per questo motivo,
+come accennato nella sezione precedente, una delle azioni prese dal kernel
+alla conclusione di un processo è quella di mandare un segnale di
+\const{SIGCHLD} al padre. L'azione predefinita (si veda
+sez.~\ref{sec:sig_base}) per questo segnale è di essere ignorato, ma la sua
+generazione costituisce il meccanismo di comunicazione asincrona con cui il
+kernel avverte il processo padre che uno dei suoi figli è terminato.
+
+Il comportamento delle funzioni è però cambiato nel passaggio dal kernel 2.4
+al kernel 2.6, quest'ultimo infatti si è adeguato alle prescrizioni dello
+standard POSIX.1-2001,\footnote{una revisione del 2001 dello standard POSIX.1
+ che ha aggiunto dei requisiti e delle nuove funzioni, come \func{waitid}.}
+e come da esso richiesto se \const{SIGCHLD} viene ignorato, o se si imposta il
+flag di \const{SA\_NOCLDSTOP} nella ricezione dello stesso (si veda
+sez.~\ref{sec:sig_sigaction}) i processi figli che terminano non diventano
+\textit{zombie} e sia \func{wait} che \func{waitpid} si bloccano fintanto che
+tutti i processi figli non sono terminati, dopo di che falliscono con un
+errore di \errcode{ENOCHLD}.\footnote{questo è anche il motivo per cui le
+ opzioni \const{WUNTRACED} e \const{WCONTINUED} sono utilizzabili soltanto
+ qualora non si sia impostato il flag di \const{SA\_NOCLDSTOP} per il segnale
+ \const{SIGCHLD}.}
+
+Con i kernel della serie 2.4 e tutti i kernel delle serie precedenti entrambe
+le funzioni di attesa ignorano questa prescrizione\footnote{lo standard POSIX.1
+ originale infatti lascia indefinito il comportamento di queste funzioni
+ quando \const{SIGCHLD} viene ignorato.} e si comportano sempre nello stesso
+modo, indipendentemente dal fatto \const{SIGCHLD} sia ignorato o meno:
+attendono la terminazione di un processo figlio e ritornano il relativo
+\acr{pid} e lo stato di terminazione nell'argomento \param{status}.
\begin{table}[!htb]
\centering
\footnotesize
- \begin{tabular}[c]{|c|p{10cm}|}
+ \begin{tabular}[c]{|l|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. \\
+ 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.\\
+ stato di uscita del processo (passato attraverso
+ \func{\_exit}, \func{exit} o come valore di
+ ritorno di \func{main}); può essere valutata solo
+ se \val{WIFEXITED} ha restituito un valore non
+ nullo.\\
+ \macro{WIFSIGNALED(s)} & Condizione vera se il processo figlio è terminato
+ in maniera anomala a causa di un segnale che non
+ è stato catturato (vedi
+ sez.~\ref{sec:sig_notification}).\\
+ \macro{WTERMSIG(s)} & Restituisce il numero del segnale che ha causato
+ la terminazione anomala del processo; può essere
+ valutata solo se \val{WIFSIGNALED} ha restituito
+ un valore non nullo.\\
\macro{WCOREDUMP(s)} & Vera se il processo terminato ha generato un
- file 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}.\\
+ file di \itindex{core~dump} \textit{core
+ dump}; può essere valutata solo se
+ \val{WIFSIGNALED} ha restituito un valore non
+ nullo.\footnotemark \\
\macro{WIFSTOPPED(s)} & Vera se il processo che ha causato il ritorno di
- \func{waitpid} è bloccato. L'uso è possibile solo 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. \\
+ \func{waitpid} è bloccato; l'uso è possibile solo
+ con \func{waitpid} avendo specificato l'opzione
+ \const{WUNTRACED}.\\
+ \macro{WSTOPSIG(s)} & Restituisce il numero del segnale che ha bloccato
+ il processo; può essere valutata solo se
+ \val{WIFSTOPPED} ha restituito un valore non
+ nullo. \\
+ \macro{WIFCONTINUED(s)}& Vera se il processo che ha causato il ritorno è
+ stato riavviato da un
+ \const{SIGCONT}.\footnotemark \\
\hline
\end{tabular}
\caption{Descrizione delle varie macro di preprocessore utilizzabili per
\label{tab:proc_status_macro}
\end{table}
-
-Entrambe le funzioni restituiscono lo stato di terminazione del processo
-tramite il puntatore \var{status} (se non interessa memorizzare lo stato si
-può passare un puntatore nullo). Il valore restituito da entrambe le funzioni
-dipende dall'implementazione, e tradizionalmente alcuni bit sono riservati per
-memorizzare lo stato di uscita (in genere 8) altri per indicare il segnale che
-ha causato la terminazione (in caso di conclusione anomala), uno per indicare
-se è stato generato un core file, etc.\footnote{le definizioni esatte si
- possono trovare in \file{<bits/waitstatus.h} ma questo file non deve mai
- essere usato direttamente, esso viene incluso attraverso
- \file{<sys/wait.h>}}. Lo standard POSIX.1 definisce una serie di macro di
-preprocessore da usare per analizzare lo stato di uscita; esse sono definite
-sempre in \file{<sys/wait.h>} ed elencate in \curtab\ (si tenga presente che
-queste macro prendono come parametro la variabile di tipo \type{int} puntata
-da \var{status}).
+\footnotetext[20]{questa macro non è definita dallo standard POSIX.1-2001, ma è
+ presente come estensione sia in Linux che in altri Unix, deve essere
+ pertanto utilizzata con attenzione (ad esempio è il caso di usarla in un
+ blocco \texttt{\#ifdef WCOREDUMP ... \#endif}.}
+
+\footnotetext{è presente solo a partire dal kernel 2.6.10.}
+
+In generale in un programma non si vuole essere forzati ad attendere la
+conclusione di un processo figlio per proseguire l'esecuzione, specie se tutto
+questo serve solo per leggerne lo stato di chiusura (ed evitare eventualmente
+la presenza di \index{zombie} \textit{zombie}).
+
+Per questo la modalità più comune di chiamare queste funzioni è quella di
+utilizzarle all'interno di un \textit{signal handler} (vedremo un esempio di
+come gestire \const{SIGCHLD} con i segnali in sez.~\ref{sec:sig_example}). In
+questo caso infatti, dato che il segnale è generato dalla terminazione di un
+figlio, avremo la certezza che la chiamata a \func{waitpid} non si bloccherà.
+
+Come accennato sia \func{wait} che \func{waitpid} 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, ma
+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 \itindex{core~dump} \textit{core dump}, 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 tab.~\ref{tab:proc_status_macro}; si tenga
+presente che queste macro prevedono che gli si passi come parametro la
+variabile di tipo \ctyp{int} puntata dall'argomento \param{status} restituito
+da \func{wait} o \func{waitpid}.
Si tenga conto che nel caso di conclusione anomala il valore restituito da
-\macro{WTERMSIG} può essere controllato contro le costanti definite in
-\file{signal.h}, e stampato usando le funzioni definite in
-\secref{sec:sig_strsignal}.
+\val{WTERMSIG} può essere confrontato con le costanti che identificano i
+segnali definite in \file{signal.h} ed elencate in
+tab.~\ref{tab:sig_signal_list}, e stampato usando le apposite funzioni
+trattate in sez.~\ref{sec:sig_strsignal}.
+
+A partire dal kernel 2.6.9, sempre in conformità allo standard POSIX.1-2001, è
+stata introdotta una nuova funzione di attesa che consente di avere un
+controllo molto più preciso sui possibili cambiamenti di stato dei processi
+figli e più dettagli sullo stato di uscita; la funzione è \funcd{waitid} ed il
+suo prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/types.h}
+
+ \headdecl{sys/wait.h}
+
+ \funcdecl{int waitid(idtype\_t idtype, id\_t id, siginfo\_t *infop, int
+ options)}
+
+ Attende la conclusione di un processo figlio.
+ \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 per un errore,
+ nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EINTR}] se non è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e
+ la funzione è stata interrotta da un segnale.
+ \item[\errcode{ECHILD}] il processo specificato da \param{pid} non esiste o
+ non è figlio del processo chiamante.
+ \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per
+ l'argomento \param{options}.
+ \end{errlist}}
+\end{functions}
-\subsection{Le funzioni \func{wait3} e \func{wait4}}
-\label{sec:proc_wait4}
+La funzione prevede che si specifichi quali processi si intendono osservare
+usando i due argomenti \param{idtype} ed \param{id}; il primo indica se ci si
+vuole porre in attesa su un singolo processo, un gruppo di processi o un
+processo qualsiasi, e deve essere specificato secondo uno dei valori di
+tab.~\ref{tab:proc_waitid_idtype}; il secondo indica, a seconda del valore del
+primo, quale processo o quale gruppo di processi selezionare.
+
+\begin{table}[!htb]
+ \centering
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
+ \hline
+ \textbf{Macro} & \textbf{Descrizione}\\
+ \hline
+ \hline
+ \const{P\_PID} & Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
+ il cui \acr{pid} corrisponda al valore dell'argomento
+ \param{id}.\\
+ \const{P\_PGID}& Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
+ appartenente al \textit{process group} (vedi
+ sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) il cui \acr{pgid}
+ corrisponda al valore dell'argomento \param{id}.\\
+ \const{P\_ALL} & Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
+ generico, il valore dell'argomento \param{id} viene
+ ignorato.\\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Costanti per i valori dell'argomento \param{idtype} della funzione
+ \func{waitid}.}
+ \label{tab:proc_waitid_idtype}
+\end{table}
-Linux, seguendo una estensione di BSD, supporta altre due funzioni per la
-lettura dello stato di terminazione di un processo, analoghe a \func{wait} e
-\func{waitpid}, ma che prevedono un ulteriore parametro attraverso il quale il
-kernel può restituire al processo padre ulteriori informazioni sulle risorse
-usate dal processo terminato e dai vari figli. Queste funzioni, che diventano
-accessibili definendo la costante \macro{\_USE\_BSD}, sono:
+Come per \func{waitpid} anche il comportamento di \func{waitid} viene
+controllato dall'argomento \param{options}, da specificare come maschera
+binaria dei valori riportati in tab.~\ref{tab:proc_waitid_options}. Benché
+alcuni di questi siano identici come significato ed effetto ai precedenti di
+tab.~\ref{tab:proc_waitpid_options}, ci sono delle differenze significative:
+in questo caso si dovrà specificare esplicitamente l'attesa della terminazione
+di un processo impostando l'opzione \const{WEXITED}, mentre il precedente
+\const{WUNTRACED} è sostituito da \const{WSTOPPED}. Infine è stata aggiunta
+l'opzione \const{WNOWAIT} che consente una lettura dello stato mantenendo il
+processo in attesa di ricezione, così che una successiva chiamata possa di
+nuovo riceverne lo stato.
+\begin{table}[!htb]
+ \centering
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
+ \hline
+ \textbf{Macro} & \textbf{Descrizione}\\
+ \hline
+ \hline
+ \const{WEXITED} & Ritorna quando un processo figlio è terminato.\\
+ \const{WNOHANG} & Ritorna immediatamente anche se non c'è niente da
+ notificare.\\
+ \const{WSTOPPED} & Ritorna quando un processo figlio è stato fermato.\\
+ \const{WCONTINUED}& Ritorna quando un processo figlio che era stato
+ fermato ha ripreso l'esecuzione.\\
+ \const{WNOWAIT} & Lascia il processo ancora in attesa di ricezione, così
+ che una successiva chiamata possa di nuovo riceverne
+ lo stato.\\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Costanti che identificano i bit dell'argomento \param{options}
+ della funzione \func{waitid}.}
+ \label{tab:proc_waitid_options}
+\end{table}
+
+La funzione \func{waitid} restituisce un valore nullo in caso di successo, e
+$-1$ in caso di errore; viene restituito un valore nullo anche se è stata
+specificata l'opzione \const{WNOHANG} e la funzione è ritornata immediatamente
+senza che nessun figlio sia terminato. Pertanto per verificare il motivo del
+ritorno della funzione occorre analizzare le informazioni che essa
+restituisce; queste, al contrario delle precedenti \func{wait} e
+\func{waitpid} che usavano un semplice valore numerico, sono ritornate in una
+struttura di tipo \struct{siginfo\_t} (vedi fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t})
+all'indirizzo puntato dall'argomento \param{infop}.
+
+Tratteremo nei dettagli la struttura \struct{siginfo\_t} ed il significato dei
+suoi vari campi in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}, per quanto ci interessa qui
+basta dire che al ritorno di \func{waitid} verranno avvalorati i seguenti
+campi:
+\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
+\item[\var{si\_pid}] con il \acr{pid} del figlio.
+\item[\var{si\_uid}] con l'user-ID reale (vedi sez.~\ref{sec:proc_perms}) del
+ figlio.
+\item[\var{si\_signo}] con \const{SIGCHLD}.
+\item[\var{si\_status}] con lo stato di uscita del figlio o con il segnale che
+ lo ha terminato, fermato o riavviato.
+\item[\var{si\_code}] con uno fra \const{CLD\_EXITED}, \const{CLD\_KILLED},
+ \const{CLD\_STOPPED}, \const{CLD\_CONTINUED}, \const{CLD\_TRAPPED} e
+ \const{CLD\_DUMPED} a indicare la ragione del ritorno della funzione, il cui
+ significato è, nell'ordine: uscita normale, terminazione da segnale,
+ processo fermato, processo riavviato, processo terminato in \textit{core
+ dump}.
+\end{basedescript}
+
+Infine Linux, seguendo un'estensione di BSD, supporta altre due funzioni per
+la lettura dello stato di terminazione di un processo, analoghe alle
+precedenti ma che prevedono un ulteriore argomento attraverso il quale il
+kernel può restituire al padre informazioni sulle risorse (vedi
+sez.~\ref{sec:sys_res_limits}) usate dal processo terminato e dai vari figli.
+Le due funzioni sono \funcd{wait3} e \funcd{wait4}, che diventano accessibili
+definendo la macro \macro{\_USE\_BSD}; i loro prototipi sono:
\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)}
- La funzione è identica a \func{waitpid} sia per comportamento che per i
- valori dei parametri, ma restituisce in \var{rusage} un sommario delle
- risorse usate dal processo (per i dettagli vedi \secref{sec:xxx_limit_res})
+ \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 degli
+ argomenti, ma restituisce in \param{rusage} un sommario delle risorse usate
+ dal processo.
+
\funcdecl{pid\_t wait3(int *status, int options, struct rusage *rusage)}
- Prima versione, equivalente a \func{wait4(-1, \&status, opt, rusage)} è
+ Prima versione, equivalente a \code{wait4(-1, \&status, opt, rusage)} è
ormai deprecata in favore di \func{wait4}.
\end{functions}
-la struttura \type{rusage} è definita in \file{sys/resource.h}, e viene
-utilizzata anche dalla funzione \func{getrusage} per ottenere le risorse di
-sistema usate dal processo; in Linux è definita come:
-\begin{figure}[!htb]
- \footnotesize
- \centering
- \begin{minipage}[c]{15cm}
- \begin{lstlisting}[labelstep=0,frame=,indent=1cm]{}
-struct rusage {
- struct timeval ru_utime; /* user time used */
- struct timeval ru_stime; /* system time used */
- long ru_maxrss; /* maximum resident set size */
- long ru_ixrss; /* integral shared memory size */
- long ru_idrss; /* integral unshared data size */
- long ru_isrss; /* integral unshared stack size */
- long ru_minflt; /* page reclaims */
- long ru_majflt; /* page faults */
- long ru_nswap; /* swaps */
- long ru_inblock; /* block input operations */
- long ru_oublock; /* block output operations */
- long ru_msgsnd; /* messages sent */
- long ru_msgrcv; /* messages received */
- long ru_nsignals; ; /* signals received */
- long ru_nvcsw; /* voluntary context switches */
- long ru_nivcsw; /* involuntary context switches */
-};
- \end{lstlisting}
- \end{minipage}
- \normalsize
- \caption{La struttura \texttt{rusage} per la lettura delle informazioni dei
- delle risorse usate da un processo.}
- \label{fig:proc_rusage_struct}
-\end{figure}
-In genere includere esplicitamente \file{<sys/time.h>} non è più necessario,
-ma aumenta la portabilità, e serve in caso si debba accedere ai campi di
-\var{rusage} definiti come \type{struct timeval}. La struttura è ripresa dalla
-versione 4.3 Reno di BSD, attualmente (con il kernel 2.4.x) i soli campi che
-sono mantenuti sono: \var{ru\_utime}, \var{ru\_stime}, \var{ru\_minflt},
-\var{ru\_majflt}, e \var{ru\_nswap}.
+\noindent
+la struttura \struct{rusage} è definita in \file{sys/resource.h}, e viene
+utilizzata anche dalla funzione \func{getrusage} (vedi
+sez.~\ref{sec:sys_resource_use}) per ottenere le risorse di sistema usate da un
+processo; la sua definizione è riportata in fig.~\ref{fig:sys_rusage_struct}.
-
-\subsection{Le funzioni \texttt{exec}}
+\subsection{La funzione \func{exec} e le funzioni di esecuzione dei programmi}
\label{sec:proc_exec}
Abbiamo già detto che una delle modalità principali con cui si utilizzano i
-processi in unix è quella di usarli per lanciare nuovi programmi: questo viene
+processi in Unix è quella di usarli per lanciare nuovi programmi: questo viene
fatto attraverso una delle funzioni della famiglia \func{exec}. Quando un
processo chiama una di queste funzioni esso viene completamente sostituito dal
nuovo programma; il \acr{pid} del processo non cambia, dato che non viene
-creato un nuovo processo, la funzione semplicemente rimpiazza lo stack, o
-heap, i dati ed il testo del processo corrente con un nuovo programma letto da
-disco.
+creato un nuovo processo, la funzione semplicemente rimpiazza lo
+\itindex{stack} \textit{stack}, lo \itindex{heap} \textit{heap}, i
+\index{segmento!dati} dati ed il \index{segmento!testo} testo del processo
+corrente con un nuovo programma letto da disco.
Ci sono sei diverse versioni di \func{exec} (per questo la si è chiamata
-famiglia di funzioni) che possono essere usate per questo compito, che in
-realtà (come mostrato in \figref{fig:proc_exec_relat}), costituiscono un
-front-end a \func{execve}. Il prototipo di quest'ultima è:
-
+famiglia di funzioni) che possono essere usate per questo compito, in realtà
+(come mostrato in fig.~\ref{fig:proc_exec_relat}), sono tutte un front-end a
+\funcd{execve}. Il prototipo di quest'ultima è:
\begin{prototype}{unistd.h}
-{int execve(const char * filename, char * const argv [], char * const envp[])}
+{int execve(const char *filename, char *const argv[], char *const envp[])}
+ Esegue il programma contenuto nel file \param{filename}.
- La funzione esegue il file o lo script indicato da \var{filename},
- passandogli la lista di argomenti indicata da \var{argv} e come ambiente la
- lista di stringhe indicata da \var{envp}; entrambe le liste devono essere
- terminate da un puntatore nullo. I vettori degli argomenti e dell'ambiente
- possono essere acceduti dal nuovo programma quando la sua funzione
- \func{main} è dichiarata nella forma \func{main(int argc, char *argv[], char
- *envp[])}.
-
- La funzione ritorna -1 solo in caso di errore, nel qual caso caso la
- \var{errno} può assumere i valori:
+ \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} ma l'utente non
- è root o il filesystem è montato con \cmd{nosuid}, oppure
- \item \macro{ENOEXEC} il file è in un formato non eseguibile o non
+ \item[\errcode{EACCES}] il file non è eseguibile, oppure il filesystem è
+ montato in \cmd{noexec}, oppure non è un file regolare o un interprete.
+ \item[\errcode{EPERM}] il file ha i bit \itindex{suid~bit} \acr{suid} o
+ \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}, l'utente non è root, il processo viene
+ tracciato, o il filesystem è montato con l'opzione \cmd{nosuid}.
+ \item[\errcode{ENOEXEC}] il file è in un formato non eseguibile o non
riconosciuto come tale, o compilato per un'altra architettura.
- \item \macro{ENOENT} il file o una delle librerie dinamiche o l'interprete
+ \item[\errcode{ENOENT}] il file o una delle librerie dinamiche o l'interprete
necessari per eseguirlo non esistono.
- \item \macro{ETXTBSY} L'eseguibile è aperto in scrittura da uno o più
+ \item[\errcode{ETXTBSY}] l'eseguibile è aperto in scrittura da uno o più
processi.
- \item \macro{EINVAL} L'eseguibile ELF ha più di un segmento
- \macro{PF\_INTERP}, cioè chiede di essere eseguito da più di un interprete.
- \item \macro{ELIBBAD} Un interprete ELF non è in un formato riconoscibile.
+ \item[\errcode{EINVAL}] l'eseguibile ELF ha più di un segmento
+ \const{PF\_INTERP}, cioè chiede di essere eseguito da più di un
+ interprete.
+ \item[\errcode{ELIBBAD}] un interprete ELF non è in un formato
+ riconoscibile.
+ \item[\errcode{E2BIG}] la lista degli argomenti è troppo grande.
\end{errlist}
- ed inoltre anche \macro{EFAULT}, \macro{ENOMEM}, \macro{EIO},
- \macro{ENAMETOOLONG}, \macro{E2BIG}, \macro{ELOOP}, \macro{ENOTDIR},
- \macro{ENFILE}, \macro{EMFILE}.
+ ed inoltre anche \errval{EFAULT}, \errval{ENOMEM}, \errval{EIO},
+ \errval{ENAMETOOLONG}, \errval{ELOOP}, \errval{ENOTDIR}, \errval{ENFILE},
+ \errval{EMFILE}.}
\end{prototype}
-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:
+La funzione \func{exec} esegue il file o lo script indicato da
+\param{filename}, passandogli la lista di argomenti indicata da \param{argv}
+e come ambiente la lista di stringhe indicata da \param{envp}; entrambe le
+liste devono essere terminate da un puntatore nullo. I vettori degli
+argomenti e dell'ambiente possono essere acceduti dal nuovo programma
+quando la sua funzione \func{main} è dichiarata nella forma
+\code{main(int argc, char *argv[], char *envp[])}.
+Le altre funzioni della famiglia servono per fornire all'utente una serie di
+possibili 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 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
+argomento. Gli argomenti successivi consentono di specificare gli argomenti a
linea di comando e l'ambiente ricevuti dal nuovo processo.
-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}.
+\bodydesc{Queste funzioni ritornano solo in caso di errore, restituendo -1;
+ nel qual caso \var{errno} assumerà 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).
+riferimento allo specchietto riportato in tab.~\ref{tab:proc_exec_scheme}. La
+prima differenza riguarda le modalità di passaggio dei valori che poi andranno
+a costituire gli argomenti a linea di comando (cioè i valori di
+\param{argv} e \param{argc} visti dalla funzione \func{main} del programma
+chiamato).
-Queste modalità sono due e sono riassunte dagli mnenonici \func{v} e \func{l}
+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,
Nel secondo caso le stringhe degli argomenti sono passate alla funzione come
lista di puntatori, nella forma:
-\begin{lstlisting}[labelstep=0,frame=,indent=1cm]{}
- char * arg0, char * arg1, ..., char * argn, NULL
-\end{lstlisting}
+\includecodesnip{listati/char_list.c}
che deve essere terminata da un puntatore nullo. In entrambi i casi vale la
convenzione che il primo argomento (\var{arg0} o \var{argv[0]}) viene usato
per indicare il nome del file che contiene il programma che verrà eseguito.
\multicolumn{1}{|c|}{\textbf{Caratteristiche}} &
\multicolumn{6}{|c|}{\textbf{Funzioni}} \\
\hline
- &\func{execl\ }&\func{execlp}&\func{execle}
- &\func{execv\ }& \func{execvp}& \func{execve} \\
+ &\func{execl}\texttt{ }&\func{execlp}&\func{execle}
+ &\func{execv}\texttt{ }& \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}&$\bullet$&&$\bullet$&$\bullet$&&$\bullet$ \\
+ filename completo &$\bullet$&&$\bullet$&$\bullet$&&$\bullet$\\
+ ricerca su \var{PATH} &&$\bullet$&&&$\bullet$& \\
\hline
ambiente a vettore &&&$\bullet$&&&$\bullet$ \\
uso di \var{environ} &$\bullet$&$\bullet$&&$\bullet$&$\bullet$& \\
\end{table}
La seconda differenza fra le funzioni riguarda le modalità con cui si
-specifica il programma che si vuole eseguire. Con lo mnemonico \func{p} si
+specifica il programma che si vuole eseguire. Con lo mnemonico \code{p} si
indicano le due funzioni che replicano il comportamento della shell nello
-specificare il comando da eseguire; quando il parametro \var{file} non
-contiene una \file{/} esso viene considerato come un nome di programma, e
-viene eseguita automaticamente una ricerca fra i file presenti nella lista di
-directory specificate dalla variabile di ambiente \var{PATH}. Il file che
-viene posto in esecuzione è il primo che viene trovato. Se si ha un errore di
-permessi negati (cioè l'esecuzione della sottostante \func{execve} ritorna un
-\macro{EACCESS}), la ricerca viene proseguita nelle eventuali ulteriori
-directory indicate nel \var{PATH}, solo se non viene trovato nessun altro file
-viene finalmente restituito \macro{EACCESS}.
+specificare il comando da eseguire; quando l'argomento \param{file} non
+contiene una ``\texttt{/}'' esso viene considerato come un nome di programma,
+e viene eseguita automaticamente una ricerca fra i file presenti nella lista
+di directory specificate dalla variabile di ambiente \var{PATH}. Il file che
+viene posto in esecuzione è il primo che viene trovato. Se si ha un errore
+relativo a permessi di accesso insufficienti (cioè l'esecuzione della
+sottostante \func{execve} ritorna un \errcode{EACCES}), la ricerca viene
+proseguita nelle eventuali ulteriori directory indicate in \var{PATH}; solo se
+non viene trovato nessun altro file viene finalmente restituito
+\errcode{EACCES}.
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.
+indicato dall'argomento \param{path}, che viene interpretato come il
+\itindex{pathname} \textit{pathname} del programma.
\begin{figure}[htb]
\centering
- \includegraphics[width=13cm]{img/exec_rel.eps}
- \caption{La interrelazione fra le sei funzioni della famiglia \func{exec}}
+ \includegraphics[width=12cm]{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 \func{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.
+Con lo mnemonico \texttt{e} vengono indicate quelle funzioni che necessitano
+di un vettore di parametri \var{envp[]} analogo a quello usato per gli
+argomenti a riga di comando (terminato quindi da un \val{NULL}), le altre
+usano il valore della variabile \var{environ} (vedi
+sez.~\ref{sec:proc_environ}) del processo di partenza per costruire
+l'ambiente.
Oltre a mantenere lo stesso \acr{pid}, il nuovo programma fatto partire da
-\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_user_group}).
-\item i \textit{supplementary group ID} (vedi \secref{sec:proc_user_group}).
-\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.
+\func{exec} mantiene la gran parte delle proprietà del processo chiamante; una
+lista delle più significative è la seguente:
+\begin{itemize*}
+\item il \textit{process id} (\acr{pid}) ed il \textit{parent process id}
+ (\acr{ppid});
+\item l'\textsl{user-ID reale}, il \textit{group-ID reale} ed i
+ \textsl{group-ID supplementari} (vedi sez.~\ref{sec:proc_access_id});
+\item il \textit{session ID} (\acr{sid}) ed il \itindex{process~group}
+ \textit{process group ID} (\acr{pgid}), vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group};
+\item il terminale di controllo (vedi sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term});
+\item il tempo restante ad un allarme (vedi sez.~\ref{sec:sig_alarm_abort});
\item la directory radice e la directory di lavoro corrente (vedi
- \secref{sec:file_work_dir}).
-\item la maschera di creazione dei file (\var{umask}, vedi
- \secref{sec:file_umask}) ed i \textit{lock} sui file (vedi
- \secref{sec:file_xxx}).
-\item i segnali sospesi (\textit{pending}) e la maschera dei segnali (si veda
- \secref{sec:sig_xxx}).
-\item i limiti sulle risorse (vedi \secref{sec:limits_xxx})..
-\item i valori delle variabili \var{tms\_utime}, \var{tms\_stime},
- \var{tms\_cutime}, \var{tms\_ustime} (vedi \secref{sec:xxx_xxx})..
-\end{itemize}
-
-Oltre a questo i segnali che sono stati settati per essere ignorati nel
-processo chiamante mantengono lo stesso settaggio pure nuovo programma, tutti
-gli altri segnali vengono settati alla loro azione di default. Un caso
-speciale è il segnale \macro{SIGCHLD} che, quando settato a \macro{SIG\_IGN}
-può anche non essere resettato a \macro{SIG\_DFL} (si veda
-\secref{sec:sig_xxx}).
-
-La gestione dei file aperti dipende dal valore del flag di
-\textit{close-on-exec} per ciascun file descriptor (si veda
-\secref{sec:file_xxx}); 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} 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 il caso
-in cui il file che si va ad eseguire ha o il \acr{suid} bit o lo \acr{sgid}
-bit settato, nel qual caso \textit{effective user ID} e \textit{effective
- group ID} vengono settati rispettivamente all'utente o al gruppo cui il file
-appartiene (per i dettagli vedi \secref{sec:proc_perms}).
+ sez.~\ref{sec:file_work_dir});
+\item la maschera di creazione dei file \itindex{umask} (\textit{umask}, vedi
+ sez.~\ref{sec:file_perm_management}) ed i \textit{lock} sui file (vedi
+ sez.~\ref{sec:file_locking});
+\item i limiti sulle risorse (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit});
+\item i valori delle variabili \var{tms\_utime}, \var{tms\_stime};
+ \var{tms\_cutime}, \var{tms\_ustime} (vedi sez.~\ref{sec:sys_cpu_times});
+% TODO ===========Importante=============
+% TODO questo sotto è incerto, verificare
+% TODO ===========Importante=============
+\item la maschera dei segnali (si veda sez.~\ref{sec:sig_sigmask}).
+\end{itemize*}
+
+Una serie di proprietà del processo originale, che non avrebbe senso mantenere
+in un programma che esegue un codice completamente diverso in uno spazio di
+indirizzi totalmente indipendente e ricreato da zero, vengono perse con
+l'esecuzione di \func{exec}; lo standard POSIX.1-2001 prevede che le seguenti
+proprietà non vengano preservate:
+\begin{itemize*}
+\item l'insieme dei segnali pendenti (vedi sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}), che
+ viene cancellato;
+\item gli eventuali stack alternativi per i segnali (vedi
+ sez.~\ref{sec:sig_specific_features});
+\item i \textit{directory stream} (vedi sez.~\ref{sec:file_dir_read}), che
+ vengono chiusi;
+\item le mappature dei file in memoria (vedi sez.~\ref{sec:file_memory_map});
+\item i segmenti di memoria condivisa SysV (vedi sez.~\ref{sec:ipc_sysv_shm})
+ e POSIX (vedi sez.~\ref{sec:ipc_posix_shm});
+\item i blocchi sulla memoria (vedi sez.~\ref{sec:proc_mem_lock});
+\item le funzioni registrate all'uscita (vedi sez.~\ref{sec:proc_atexit});
+\item i semafori e le code di messaggi POSIX (vedi
+ sez.~\ref{sec:ipc_posix_sem} e sez.~\ref{sec:ipc_posix_mq});
+\item i timer POSIX (vedi sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}).
+\end{itemize*}
+
+I segnali che sono stati impostati per essere ignorati nel processo chiamante
+mantengono la stessa impostazione pure nel nuovo programma, ma tutti gli altri
+segnali, ed in particolare quelli per i quali è stato installato un gestore
+vengono impostati alla loro azione predefinita (vedi
+sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}). Un caso speciale è il segnale \const{SIGCHLD}
+che, quando impostato a \const{SIG\_IGN}, potrebbe anche essere reimpostato a
+\const{SIG\_DFL}, anche se questo con Linux non avviene.\footnote{lo standard
+ POSIX.1-2001 prevede che questo comportamento sia deciso dalla singola
+ implementazione, quella di Linux è di non modificare l'impostazione
+ precedente.}
+
+Oltre alle precedenti che sono completamente generali e disponibili anche su
+altri sistemi unix-like, esistono altre proprietà dei processi, attinenti
+caratteristiche specifiche di Linux, che non vengono preservate
+nell'esecuzione della funzione \func{exec}, queste sono:
+\begin{itemize*}
+\item le operazione di I/O asincrono (vedi sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io})
+ pendenti vengono cancellate;
+\item le \itindex{capabilities} \textit{capabilities} vengono modificate come
+ illustrato in sez.~\ref{sec:proc_capabilities};
+\item tutti i \itindex{thread} \textit{thread} tranne il chiamante (vedi
+ sez.~\ref{sec:thread_xxx}) sono cancellati e tutti gli oggetti ad essi
+ relativi (vedi sez.~\ref{sec:thread_xxx}) rimossi;
+\item viene impostato il flag \const{PR\_SET\_DUMPABLE} di \func{prctl} (vedi
+ sez.~\ref{sec:prctl_xxx}) a meno che il programma da eseguire non sia
+ \itindex{suid~bit} \acr{suid} o \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} (vedi
+ sez.~\ref{sec:proc_access_id});
+\item il flag \const{PR\_SET\_KEEPCAPS} di \func{prctl} (vedi
+ sez.~\ref{sec:prctl_xxx}) viene cancellato;
+\item il nome del processo viene impostato al nome del file contenente il
+ programma messo in esecuzione;
+\item il segnale di terminazione viene reimpostato a \const{SIGCHLD};
+\item l'ambiente viene reinizializzato impostando le variabili attinenti alla
+ localizzazione al valore di default POSIX.
+\end{itemize*}
+
+La gestione dei file aperti nel passaggio al nuovo programma lanciato con
+\func{exec} dipende dal valore che ha il flag di \itindex{close-on-exec}
+\textit{close-on-exec} (vedi anche sez.~\ref{sec:file_fcntl}) per ciascun file
+descriptor. I file per cui è impostato vengono chiusi, tutti gli altri file
+restano aperti. Questo significa che il comportamento predefinito è che i file
+restano aperti attraverso una \func{exec}, a meno di una chiamata esplicita a
+\func{fcntl} che imposti il suddetto flag. Per le directory, lo standard
+POSIX.1 richiede che esse vengano chiuse attraverso una \func{exec}, in genere
+questo è fatto dalla funzione \func{opendir} (vedi
+sez.~\ref{sec:file_dir_read}) che effettua da sola l'impostazione del flag di
+\itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} sulle directory che apre, in
+maniera trasparente all'utente.
+
+Il comportamento della funzione in relazione agli identificatori relativi al
+controllo di accesso verrà trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:proc_perms},
+qui è sufficiente anticipare (si faccia riferimento a
+sez.~\ref{sec:proc_access_id} per la definizione di questi identificatori)
+come l'\textsl{user-ID reale} ed il \textsl{group-ID reale} restano sempre gli
+stessi, mentre l'\textsl{user-ID salvato} ed il \textsl{group-ID salvato}
+vengono impostati rispettivamente all'\textsl{user-ID effettivo} ed il
+\textsl{group-ID effettivo}, questi ultimi normalmente non vengono modificati,
+a meno che il file di cui viene chiesta l'esecuzione non abbia o il
+\itindex{suid~bit} \acr{suid} bit o lo \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} bit
+impostato, in questo caso l'\textsl{user-ID effettivo} ed il \textsl{group-ID
+ effettivo} vengono impostati rispettivamente all'utente o al gruppo cui il
+file appartiene.
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}.
+condivise, viene lanciato il \textit{linker} dinamico \cmd{/lib/ld.so} prima
+del programma per caricare le librerie necessarie ed effettuare il link
+dell'eseguibile.\footnote{il formato è ormai in completo disuso, per cui è
+ molto probabile che non il relativo supporto non sia disponibile.} Se il
+programma è in formato ELF per caricare le librerie dinamiche viene usato
+l'interprete indicato nel segmento \const{PT\_INTERP} previsto dal formato
+stesso, in genere questo è \sysfile{/lib/ld-linux.so.1} per programmi
+collegati con le \acr{libc5}, e \sysfile{/lib/ld-linux.so.2} per programmi
+collegati con le \acr{glibc}.
+
+Infine nel caso il file sia uno script esso deve iniziare con una linea nella
+forma \cmd{\#!/path/to/interpreter [argomenti]} dove l'interprete indicato
+deve essere un programma valido (binario, non un altro script) che verrà
+chiamato come se si fosse eseguito il comando \cmd{interpreter [argomenti]
+ filename}.\footnote{si tenga presente che con Linux quanto viene scritto
+ come \texttt{argomenti} viene passato all'interprete come un unico argomento
+ con una unica stringa di lunghezza massima di 127 caratteri e se questa
+ dimensione viene ecceduta la stringa viene troncata; altri Unix hanno
+ dimensioni massime diverse, e diversi comportamenti, ad esempio FreeBSD
+ esegue la scansione della riga e la divide nei vari argomenti e se è troppo
+ lunga restituisce un errore di \const{ENAMETOOLONG}, una comparazione dei
+ vari comportamenti si trova su
+ \href{http://www.in-ulm.de/~mascheck/various/shebang/}
+ {\textsf{http://www.in-ulm.de/\tild mascheck/various/shebang/}}.}
Con la famiglia delle \func{exec} si chiude il novero delle funzioni su cui è
-basato il controllo dei processi in unix: con \func{fork} si crea un nuovo
-processo, con \func{exec} si avvia un nuovo programma, con \func{exit} e
-\func{wait} si effettua e si gestisce la conclusione dei programmi. Tutte le
-altre funzioni sono ausiliarie e servono la lettura e il settaggio dei vari
-parametri connessi ai processi.
+basata la gestione dei processi in Unix: con \func{fork} si crea un nuovo
+processo, con \func{exec} si lancia un nuovo programma, con \func{exit} e
+\func{wait} si effettua e verifica la conclusione dei processi. Tutte le
+altre funzioni sono ausiliarie e servono per la lettura e l'impostazione 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; vedremo quali sono gli identificatori
+accesso dal punto di vista dei processi; vedremo quali sono gli identificatori
usati, come questi possono essere modificati nella creazione e nel lancio di
-nuovi processi, e le varie funzioni per la loro manipolazione diretta e tutte
-le problematiche connesse alla gestione accorta dei privilegi.
+nuovi processi, le varie funzioni per la loro manipolazione diretta e tutte le
+problematiche connesse ad una gestione accorta dei privilegi.
+
+
+\subsection{Gli identificatori del controllo di accesso}
+\label{sec:proc_access_id}
+
+Come accennato in sez.~\ref{sec:intro_multiuser} il modello base\footnote{in
+ realtà già esistono estensioni di questo modello base, che lo rendono più
+ flessibile e controllabile, come le \itindex{capabilities}
+ \textit{capabilities} illustrate in sez.~\ref{sec:proc_capabilities}, le ACL
+ per i file (vedi sez.~\ref{sec:file_ACL}) o il
+ \itindex{Mandatory~Access~Control~(MAC)} \textit{Mandatory Access Control}
+ di \index{SELinux} SELinux; inoltre basandosi sul lavoro effettuato con
+ SELinux, a partire dal kernel 2.5.x, è iniziato lo sviluppo di una
+ infrastruttura di sicurezza, i \itindex{Linux~Security~Modules}
+ \textit{Linux Security Modules}, o LSM, in grado di fornire diversi agganci
+ a livello del kernel per modularizzare tutti i possibili controlli di
+ accesso.} di sicurezza di un sistema unix-like è fondato sui concetti di
+utente e gruppo, e sulla separazione fra l'amministratore (\textsl{root},
+detto spesso anche \textit{superuser}) che non è sottoposto a restrizioni, ed
+il resto degli utenti, per i quali invece vengono effettuati i vari controlli
+di accesso.
+Abbiamo già accennato come il sistema associ ad ogni utente e gruppo due
+identificatori univoci, lo user-ID ed il group-ID; questi servono al kernel per
+identificare uno specifico utente o un gruppo di utenti, per poi poter
+controllare che essi siano autorizzati a compiere le operazioni richieste. Ad
+esempio in sez.~\ref{sec:file_access_control} vedremo come ad ogni file vengano
+associati un utente ed un gruppo (i suoi \textsl{proprietari}, indicati
+appunto tramite un \acr{uid} ed un \acr{gid}) che vengono controllati dal
+kernel nella gestione dei permessi di accesso.
-\subsection{Utente e gruppo di un processo}
-\label{sec:proc_user_group}
+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 dovrà essere associato un utente e 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} (cioè \textsl{reali} ed
+\textsl{effettivi}). Nel caso di Linux si aggiungono poi altri due gruppi, il
+\textit{saved} (\textsl{salvati}) ed il \textit{filesystem} (\textsl{di
+ filesystem}), secondo la situazione illustrata in
+tab.~\ref{tab:proc_uid_gid}.
-Come accennato in \secref{sec:intro_multiuser} il modello base\footnote{in
- realtà esistono estensioni di questo modello, che lo rendono più flessibile
- e controllabile, come le \textit{capabilities}, le ACL per i file o il
- modello a ``... NdT riprendere i dati'' 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.
+\begin{table}[htb]
+ \footnotesize
+ \centering
+ \begin{tabular}[c]{|c|c|l|p{7.3cm}|}
+ \hline
+ \textbf{Suffisso} & \textbf{Gruppo} & \textbf{Denominazione}
+ & \textbf{Significato} \\
+ \hline
+ \hline
+ \acr{uid} & \textit{real} & \textsl{user-ID reale}
+ & Indica l'utente che ha lanciato il programma.\\
+ \acr{gid} & '' &\textsl{group-ID reale}
+ & Indica il gruppo principale dell'utente che ha lanciato
+ il programma.\\
+ \hline
+ \acr{euid} & \textit{effective} &\textsl{user-ID effettivo}
+ & Indica l'utente usato nel controllo di accesso.\\
+ \acr{egid} & '' & \textsl{group-ID effettivo}
+ & Indica il gruppo usato nel controllo di accesso.\\
+ -- & -- & \textsl{group-ID supplementari}
+ & Indicano gli ulteriori gruppi cui l'utente appartiene.\\
+ \hline
+ -- & \textit{saved} & \textsl{user-ID salvato}
+ & È una copia dell'\acr{euid} iniziale.\\
+ -- & '' & \textsl{group-ID salvato}
+ & È una copia dell'\acr{egid} iniziale.\\
+ \hline
+ \acr{fsuid} & \textit{filesystem} &\textsl{user-ID di filesystem}
+ & Indica l'utente effettivo per l'accesso al filesystem. \\
+ \acr{fsgid} & '' & \textsl{group-ID di filesystem}
+ & Indica il gruppo effettivo per l'accesso al filesystem.\\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \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}
-%Benché il sistema sia piuttosto semplice (è basato su un solo livello di
-% separazione) il sistema permette una
-%notevole flessibilità,
+Al primo gruppo appartengono l'\textsl{user-ID reale} ed il \textsl{group-ID
+ reale}: questi vengono impostati al login ai valori corrispondenti
+all'utente con cui si accede al sistema (e relativo gruppo principale).
+Servono per l'identificazione dell'utente e normalmente non vengono mai
+cambiati. In realtà vedremo (in sez.~\ref{sec:proc_setuid}) che è possibile
+modificarli, ma solo ad un processo che abbia i privilegi di amministratore;
+questa possibilità è usata proprio dal programma \cmd{login} che, una volta
+completata la procedura di autenticazione, lancia una shell per la quale
+imposta questi identificatori ai valori corrispondenti all'utente che entra
+nel sistema.
+
+Al secondo gruppo appartengono lo \textsl{user-ID effettivo} ed il
+\textsl{group-ID effettivo} (a cui si aggiungono gli eventuali \textsl{group-ID
+ supplementari} dei gruppi dei quali l'utente fa parte). Questi sono invece
+gli identificatori usati nelle verifiche dei permessi del processo e per il
+controllo di accesso ai file (argomento affrontato in dettaglio in
+sez.~\ref{sec:file_perm_overview}).
+
+Questi identificatori normalmente sono identici ai corrispondenti del gruppo
+\textit{real} tranne nel caso in cui, come accennato in
+sez.~\ref{sec:proc_exec}, il programma che si è posto in esecuzione abbia i
+bit \itindex{suid~bit} \acr{suid} o \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} impostati
+(il significato di questi bit è affrontato in dettaglio in
+sez.~\ref{sec:file_special_perm}). In questo caso essi saranno impostati
+all'utente e al gruppo proprietari del file. Questo consente, per programmi in
+cui ci sia 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}, anche tutti questi
+identificatori possono essere letti attraverso le rispettive funzioni:
+\funcd{getuid}, \funcd{geteuid}, \funcd{getgid} e \funcd{getegid}, i loro
+prototipi sono:
+\begin{functions}
+ \headdecl{unistd.h}
+ \headdecl{sys/types.h}
+ \funcdecl{uid\_t getuid(void)} Restituisce l'\textsl{user-ID reale} del
+ processo corrente.
-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.
+ \funcdecl{uid\_t geteuid(void)} Restituisce l'\textsl{user-ID effettivo} del
+ processo corrente.
-In \secref{sec:file_access_control} vedremo ad esempio come anche 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.
+ \funcdecl{gid\_t getgid(void)} Restituisce il \textsl{group-ID reale} del
+ processo corrente.
+
+ \funcdecl{gid\_t getegid(void)} Restituisce il \textsl{group-ID effettivo}
+ del processo corrente.
+
+ \bodydesc{Queste funzioni non riportano condizioni di errore.}
+\end{functions}
-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 ha lanciato un certo processo, e pertanto anche a
-ciascuno di essi è associato un utente e a un gruppo. Un semplice controllo di
-una corrispondenza fra identificativi però non garantisce 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.
+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}. Il primo gruppo è lo stesso usato in
+SVr4, e previsto dallo standard POSIX quando è definita la costante
+\macro{\_POSIX\_SAVED\_IDS},\footnote{in caso si abbia a cuore la portabilità
+ del programma su altri Unix è buona norma controllare sempre la
+ disponibilità di queste funzioni controllando se questa costante è
+ definita.} il secondo gruppo è specifico di Linux e viene usato per
+migliorare la sicurezza con NFS.
+
+L'\textsl{user-ID salvato} ed il \textsl{group-ID salvato} sono copie
+dell'\textsl{user-ID effettivo} e del \textsl{group-ID effettivo} del processo
+padre, e vengono impostati dalla funzione \func{exec} all'avvio del processo,
+come copie dell'\textsl{user-ID effettivo} e del \textsl{group-ID effettivo}
+dopo che questi sono stati impostati tenendo conto di eventuali
+\itindex{suid~bit} \acr{suid} o \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Essi quindi
+consentono di tenere traccia di quale fossero utente e gruppo effettivi
+all'inizio dell'esecuzione di un nuovo programma.
+
+L'\textsl{user-ID di filesystem} e il \textsl{group-ID di filesystem} sono
+un'estensione introdotta in Linux per rendere più sicuro l'uso di NFS
+(torneremo sull'argomento in sez.~\ref{sec:proc_setuid}). Essi sono una
+replica dei corrispondenti identificatori del gruppo \textit{effective}, ai
+quali si sostituiscono per tutte le operazioni di verifica dei permessi
+relativi ai file (trattate in sez.~\ref{sec:file_perm_overview}). Ogni
+cambiamento effettuato sugli identificatori effettivi viene automaticamente
+riportato su di essi, per cui in condizioni normali si può tranquillamente
+ignorarne l'esistenza, in quanto saranno del tutto equivalenti ai precedenti.
+
+
+\subsection{Le funzioni di gestione degli identificatori dei processi}
+\label{sec:proc_setuid}
-Per questo motivo in generale tutti i processi hanno almeno due gruppi di
-identificatori, chiamati rispettivamente \textsl{reale} e \textsl{effettivo}.
-Al primo gruppo appartengono il \textit{real user ID} e il \textit{real group
- ID}, che vengono settati al login ai valori corrispondenti all'utente con
-cui si accede al sistema (e relativo gruppo di default), questi normalmente
-non vengono mai cambiati.
+Le due funzioni più comuni che vengono usate per cambiare identità (cioè
+utente e gruppo di appartenenza) ad un processo sono rispettivamente
+\funcd{setuid} e \funcd{setgid}; come accennato in
+sez.~\ref{sec:proc_access_id} in Linux esse seguono la semantica POSIX che
+prevede l'esistenza dell'\textit{user-ID salvato} e del \textit{group-ID
+ salvato}; i loro prototipi sono:
+\begin{functions}
+\headdecl{unistd.h}
+\headdecl{sys/types.h}
-Al secondo gruppo appartengono l'\textit{effective user ID} e
-l'\textit{effective group ID} che sono gli identificatori usati nella
-verifiche dei permessi, (ad esempio, come vedremo in
-\secref{sec:file_perm_overview} vengono usati nel controllo di accesso ai
-file).
+\funcdecl{int setuid(uid\_t uid)} Imposta l'\textsl{user-ID} del processo
+corrente.
-Questi normalmente sono identici ai corrispondenti del gruppo reale tranne nel
-caso in cui (come abbiamo accennato in \secref{sec:proc_exec}) il programma
-che si è posto in esecuzione abbia i bit \acr{suid} o \acr{sgid} settati (su
-questo torneremo in maggior dettagli in \secref{sec:file_suid_sgid}) nel qual
-caso essi saranno settati all'utente e al gruppo proprietari del file.
+\funcdecl{int setgid(gid\_t gid)} Imposta il \textsl{group-ID} del processo
+corrente.
+\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
+ di fallimento: l'unico errore possibile è \errval{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 \textsl{group-ID} invece che all'\textsl{user-ID}. Gli
+eventuali \textsl{group-ID supplementari} non vengono modificati.
+
+L'effetto della chiamata è diverso a seconda dei privilegi del processo; se
+l'\textsl{user-ID effettivo} è zero (cioè è quello dell'amministratore di
+sistema) allora tutti gli identificatori (\textit{real}, \textit{effective} e
+\textit{saved}) vengono impostati al valore specificato da \param{uid},
+altrimenti viene impostato solo l'\textsl{user-ID effettivo}, e soltanto se il
+valore specificato corrisponde o all'\textsl{user-ID reale} o
+all'\textsl{user-ID salvato}. Negli altri casi viene segnalato un errore (con
+\errcode{EPERM}).
+
+Come accennato l'uso principale di queste funzioni è quello di poter
+consentire ad un programma con i bit \itindex{suid~bit} \acr{suid} o
+\itindex{sgid~bit} \acr{sgid} impostati (vedi sez.~\ref{sec:file_special_perm})
+di riportare l'\textsl{user-ID effettivo} a quello dell'utente che ha lanciato
+il programma, effettuare il lavoro che non necessita di privilegi aggiuntivi,
+ed eventualmente tornare indietro.
+
+Come esempio per chiarire l'uso di queste funzioni prendiamo quello con cui
+viene gestito l'accesso al file \sysfile{/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
+\sysfile{/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} impostato.
+
+Quando uno di questi programmi (ad esempio \cmd{xterm}) viene lanciato, la
+situazione degli identificatori è la seguente:
+\begin{eqnarray*}
+ \label{eq:1}
+ \textsl{group-ID reale} &=& \textrm{\acr{gid} (del chiamante)} \\
+ \textsl{group-ID effettivo} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
+ \textsl{group-ID salvato} &=& \textrm{\acr{utmp}}
+\end{eqnarray*}
+in questo modo, dato che il \textsl{group-ID effettivo} è quello giusto, il
+programma può accedere a \sysfile{/var/log/utmp} in scrittura ed aggiornarlo.
+A questo punto il programma può eseguire una \code{setgid(getgid())} per
+impostare il \textsl{group-ID effettivo} a quello dell'utente (e dato che il
+\textsl{group-ID reale} corrisponde la funzione avrà successo), in questo modo
+non sarà possibile lanciare dal terminale programmi che modificano detto file,
+in tal caso infatti la situazione degli identificatori sarebbe:
+\begin{eqnarray*}
+ \label{eq:2}
+ \textsl{group-ID reale} &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)} \\
+ \textsl{group-ID effettivo} &=& \textrm{\acr{gid}} \\
+ \textsl{group-ID salvato} &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
+\end{eqnarray*}
+e ogni processo lanciato dal terminale avrebbe comunque \acr{gid} come
+\textsl{group-ID effettivo}. All'uscita dal terminale, per poter di nuovo
+aggiornare lo stato di \sysfile{/var/log/utmp} il programma eseguirà una
+\code{setgid(utmp)} (dove \var{utmp} è il valore numerico associato al gruppo
+\acr{utmp}, ottenuto ad esempio con una precedente \func{getegid}), dato che
+in questo caso il valore richiesto corrisponde al \textsl{group-ID salvato} la
+funzione avrà successo e riporterà la situazione a:
+\begin{eqnarray*}
+ \label{eq:3}
+ \textsl{group-ID reale} &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)} \\
+ \textsl{group-ID effettivo} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
+ \textsl{group-ID salvato} &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
+\end{eqnarray*}
+consentendo l'accesso a \sysfile{/var/log/utmp}.
+
+Occorre però tenere conto che tutto questo non è possibile con un processo con
+i privilegi di amministratore, in tal caso infatti l'esecuzione di una
+\func{setuid} comporta il cambiamento di tutti gli identificatori associati al
+processo, rendendo impossibile riguadagnare i privilegi di amministratore.
+Questo comportamento è corretto per l'uso che ne fa \cmd{login} una volta che
+crea una nuova shell per l'utente; ma quando si vuole cambiare soltanto
+l'\textsl{user-ID effettivo} del processo per cedere i privilegi occorre
+ricorrere ad altre funzioni.
+
+Le due funzioni \funcd{setreuid} e \funcd{setregid} derivano da BSD che, non
+supportando\footnote{almeno fino alla versione 4.3+BSD.} gli identificatori
+del gruppo \textit{saved}, le usa per poter scambiare fra di loro
+\textit{effective} e \textit{real}. I rispettivi prototipi sono:
+\begin{functions}
+\headdecl{unistd.h}
+\headdecl{sys/types.h}
+\funcdecl{int setreuid(uid\_t ruid, uid\_t euid)} Imposta l'\textsl{user-ID
+ reale} e l'\textsl{user-ID effettivo} del processo corrente ai valori
+specificati da \param{ruid} e \param{euid}.
+
+\funcdecl{int setregid(gid\_t rgid, gid\_t egid)} Imposta il \textsl{group-ID
+ reale} ed il \textsl{group-ID effettivo} del processo corrente ai valori
+specificati da \param{rgid} e \param{egid}.
-Oltre a questi Linux, seguendo
+\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
+ di fallimento: l'unico errore possibile è \errval{EPERM}.}
+\end{functions}
+La due funzioni sono analoghe ed il loro comportamento è identico; quanto
+detto per la prima riguardo l'user-ID, si applica immediatamente alla seconda
+per il group-ID. I processi non privilegiati possono impostare solo i valori
+del loro user-ID effettivo o reale; valori diversi comportano il fallimento
+della chiamata; l'amministratore invece può specificare un valore qualunque.
+Specificando un argomento di valore -1 l'identificatore corrispondente verrà
+lasciato inalterato.
+
+Con queste funzioni si possono scambiare fra loro gli user-ID reale e
+effettivo, e pertanto è possibile implementare un comportamento simile a
+quello visto in precedenza per \func{setgid}, cedendo i privilegi con un primo
+scambio, e recuperandoli, eseguito il lavoro non privilegiato, con un secondo
+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 user-ID reale privilegiato, che dovrà
+essere esplicitamente eliminato prima di porre in esecuzione un nuovo
+programma (occorrerà cioè eseguire un'altra chiamata dopo la \func{fork} e
+prima della \func{exec} per uniformare l'user-ID reale a quello effettivo) in
+caso contrario il nuovo programma potrebbe a sua volta effettuare uno scambio
+e riottenere privilegi non previsti.
+
+Lo stesso problema di propagazione dei privilegi ad eventuali processi figli
+si pone per l'user-ID salvato: questa funzione deriva da un'implementazione che
+non ne prevede la presenza, e quindi non è possibile usarla per correggere la
+situazione come nel caso precedente. Per questo motivo in Linux tutte le volte
+che si imposta un qualunque valore diverso da quello dall'user-ID reale
+corrente, l'user-ID salvato viene automaticamente uniformato al valore
+dell'user-ID effettivo.
+
+Altre due funzioni, \funcd{seteuid} e \funcd{setegid}, sono un'estensione
+dello standard POSIX.1, ma sono comunque supportate dalla maggior parte degli
+Unix; esse vengono usate per cambiare gli identificatori del gruppo
+\textit{effective} ed i loro prototipi sono:
+\begin{functions}
+\headdecl{unistd.h}
+\headdecl{sys/types.h}
+
+\funcdecl{int seteuid(uid\_t uid)} Imposta l'user-ID effettivo del processo
+corrente a \param{uid}.
+
+\funcdecl{int setegid(gid\_t gid)} Imposta il group-ID effettivo del processo
+corrente a \param{gid}.
+
+\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
+ di fallimento: l'unico errore è \errval{EPERM}.}
+\end{functions}
-Linux inoltre, per poter rilasciare eventuali privilegi addizionali avuti con
-l'esecuzione di un programma
+Come per le precedenti le due funzioni sono identiche, per cui tratteremo solo
+la prima. Gli utenti normali possono impostare l'user-ID effettivo solo al
+valore dell'user-ID reale o dell'user-ID salvato, l'amministratore può
+specificare qualunque valore. Queste funzioni sono usate per permettere
+all'amministratore di impostare solo l'user-ID effettivo, dato che l'uso
+normale di \func{setuid} comporta l'impostazione di tutti gli identificatori.
+
+
+Le due funzioni \funcd{setresuid} e \funcd{setresgid} sono invece
+un'estensione introdotta in Linux,\footnote{per essere precisi a partire dal
+ kernel 2.1.44.} e permettono un completo controllo su tutti e tre i gruppi
+di identificatori (\textit{real}, \textit{effective} e \textit{saved}), i loro
+prototipi sono:
+\begin{functions}
+\headdecl{unistd.h}
+\headdecl{sys/types.h}
+\funcdecl{int setresuid(uid\_t ruid, uid\_t euid, uid\_t suid)} Imposta
+l'user-ID reale, l'user-ID effettivo e l'user-ID salvato del processo corrente
+ai valori specificati rispettivamente da \param{ruid}, \param{euid} e
+\param{suid}.
+
+\funcdecl{int setresgid(gid\_t rgid, gid\_t egid, gid\_t sgid)} Imposta il
+group-ID reale, il group-ID effettivo ed il group-ID salvato del processo
+corrente ai valori specificati rispettivamente da \param{rgid}, \param{egid} e
+\param{sgid}.
+
+\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
+ di fallimento: l'unico errore è \errval{EPERM}.}
+\end{functions}
+
+Le due funzioni sono identiche, quanto detto per la prima riguardo gli user-ID
+si applica alla seconda per i group-ID. I processi non privilegiati possono
+cambiare uno qualunque degli user-ID solo ad un valore corrispondente o
+all'user-ID reale, o a quello effettivo o a quello salvato, l'amministratore
+può specificare i valori che vuole; un valore di -1 per un qualunque argomento
+lascia inalterato l'identificatore corrispondente.
+
+Per queste funzioni esistono anche due controparti che permettono di leggere
+in blocco i vari identificatori: \funcd{getresuid} e \funcd{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
+l'user-ID reale, l'user-ID effettivo e l'user-ID salvato del processo corrente.
+
+\funcdecl{int getresgid(gid\_t *rgid, gid\_t *egid, gid\_t *sgid)} Legge il
+group-ID reale, il group-ID effettivo e il group-ID salvato del processo
+corrente.
+
+\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso di
+ fallimento: l'unico errore possibile è \errval{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
+\itindex{value~result~argument} \textit{value result argument}). Si noti che
+queste funzioni sono le uniche in grado di leggere gli identificatori del
+gruppo \textit{saved}.
+
+
+Infine le funzioni \func{setfsuid} e \func{setfsgid} servono per impostare gli
+identificatori del gruppo \textit{filesystem} che sono usati da Linux per il
+controllo dell'accesso ai file. Come già accennato in
+sez.~\ref{sec:proc_access_id} Linux definisce questo ulteriore gruppo di
+identificatori, che in circostanze normali sono assolutamente equivalenti a
+quelli del gruppo \textit{effective}, dato che ogni cambiamento di questi
+ultimi viene immediatamente riportato su di essi.
+
+C'è un solo caso in cui si ha necessità di introdurre una differenza fra gli
+identificatori dei gruppi \textit{effective} e \textit{filesystem}, ed è per
+ovviare ad un problema di sicurezza che si presenta quando si deve
+implementare un server NFS.
+
+Il server NFS infatti deve poter cambiare l'identificatore con cui accede ai
+file per assumere l'identità del singolo utente remoto, ma se questo viene
+fatto cambiando l'user-ID effettivo o l'user-ID reale il server si espone alla
+ricezione di eventuali segnali ostili da parte dell'utente di cui ha
+temporaneamente assunto l'identità. Cambiando solo l'user-ID di filesystem si
+ottengono i privilegi necessari per accedere ai file, mantenendo quelli
+originari per quanto riguarda tutti gli altri controlli di accesso, così che
+l'utente non possa inviare segnali al server NFS.
+
+Le due funzioni usate per cambiare questi identificatori sono \funcd{setfsuid}
+e \funcd{setfsgid}, ovviamente sono specifiche di Linux e non devono essere
+usate se si intendono scrivere programmi portabili; i loro prototipi sono:
+\begin{functions}
+\headdecl{sys/fsuid.h}
+
+\funcdecl{int setfsuid(uid\_t fsuid)} Imposta l'user-ID di filesystem del
+processo corrente a \param{fsuid}.
+
+\funcdecl{int setfsgid(gid\_t fsgid)} Imposta il group-ID di filesystem del
+processo corrente a \param{fsgid}.
+
+\bodydesc{Le funzioni restituiscono 0 in caso di successo e -1 in caso
+ di fallimento: l'unico errore possibile è \errval{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 di quelli del gruppo \textit{real}, \textit{effective} o
+\textit{saved}.
+
+
+\subsection{Le funzioni per la gestione dei gruppi associati a un processo}
+\label{sec:proc_setgroups}
+
+Le ultime funzioni che esamineremo sono quelle che permettono di operare sui
+gruppi supplementari cui un utente può appartenere. Ogni processo può avere
+almeno \const{NGROUPS\_MAX} gruppi supplementari\footnote{il numero massimo di
+ gruppi secondari può essere ottenuto con \func{sysconf} (vedi
+ sez.~\ref{sec:sys_sysconf}), leggendo il parametro
+ \texttt{\_SC\_NGROUPS\_MAX}.} in aggiunta al gruppo primario; questi vengono
+ereditati dal processo padre e possono essere cambiati con queste funzioni.
+
+La funzione che permette di leggere i gruppi supplementari associati ad un
+processo è \funcd{getgroups}; questa funzione è definita nello standard
+POSIX.1, ed il suo prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/types.h}
+ \headdecl{unistd.h}
+
+ \funcdecl{int getgroups(int size, gid\_t list[])}
+
+ Legge gli identificatori dei gruppi supplementari.
+
+ \bodydesc{La funzione restituisce il numero di gruppi letti in caso di
+ successo e -1 in caso di fallimento, nel qual caso \var{errno} assumerà
+ i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
+ \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{size} è diverso da zero ma
+ minore del numero di gruppi supplementari del processo.
+ \end{errlist}}
+\end{functions}
+
+La funzione legge gli identificatori dei gruppi supplementari del processo sul
+vettore \param{list} di dimensione \param{size}. Non è specificato se la
+funzione inserisca o meno nella lista il group-ID effettivo del processo. Se si
+specifica un valore di \param{size} uguale a 0 \param{list} non viene
+modificato, ma si ottiene il numero di gruppi supplementari.
+
+Una seconda funzione, \funcd{getgrouplist}, può invece essere usata per
+ottenere tutti i gruppi a cui appartiene un certo 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.
+
+ \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}
+
+La funzione legge i gruppi supplementari dell'utente specificato da
+\param{user}, eseguendo una scansione del database dei gruppi (si veda
+sez.~\ref{sec:sys_user_group}). Ritorna poi in \param{groups} la lista di
+quelli a cui l'utente appartiene. Si noti che \param{ngroups} è passato come
+puntatore perché, qualora il valore specificato sia troppo piccolo, la
+funzione ritorna -1, passando indietro il numero dei gruppi trovati.
+
+Per impostare i gruppi supplementari di un processo ci sono due funzioni, che
+possono essere usate solo se si hanno i privilegi di amministratore. La prima
+delle due è \funcd{setgroups}, ed il suo prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/types.h}
+ \headdecl{grp.h}
+
+ \funcdecl{int setgroups(size\_t size, gid\_t *list)}
+
+ Imposta i gruppi supplementari del processo.
+
+ \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
+ fallimento, nel qual caso \var{errno} assumerà i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
+ \item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi di amministratore.
+ \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{size} è maggiore del valore
+ massimo consentito.
+ \end{errlist}}
+\end{functions}
+
+La funzione imposta i gruppi supplementari del processo corrente ai valori
+specificati nel vettore passato con l'argomento \param{list}, di dimensioni
+date dall'argomento \param{size}. Il numero massimo di gruppi supplementari è
+un parametro di sistema, che può essere ricavato con le modalità spiegate in
+sez.~\ref{sec:sys_characteristics}.
+
+Se invece si vogliono impostare i gruppi supplementari del processo a quelli di
+un utente specifico, si può usare \funcd{initgroups} il cui prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/types.h}
+ \headdecl{grp.h}
+
+ \funcdecl{int initgroups(const char *user, gid\_t group)}
+
+ Inizializza la lista dei gruppi supplementari.
+
+ \bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
+ fallimento, nel qual caso \var{errno} assumerà gli stessi valori di
+ \func{setgroups} più \errval{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
+\conffile{/etc/group}) cercando i gruppi di cui è membro l'utente \param{user}
+con cui costruisce una lista di gruppi supplementari, a cui aggiunge anche
+\param{group}, infine imposta questa lista per il processo corrente usando
+\func{setgroups}. Si tenga presente che sia \func{setgroups} che
+\func{initgroups} non sono definite nello standard POSIX.1 e che pertanto non
+è possibile utilizzarle quando si definisce \macro{\_POSIX\_SOURCE} o si
+compila con il flag \cmd{-ansi}, è pertanto meglio evitarle se si vuole
+scrivere codice portabile.
+
+
+\section{La gestione della priorità dei processi}
+\label{sec:proc_priority}
+
+In questa sezione tratteremo più approfonditamente i meccanismi con il quale
+lo \itindex{scheduler} \textit{scheduler} assegna la CPU ai vari processi
+attivi. In particolare prenderemo in esame i vari meccanismi con cui viene
+gestita l'assegnazione del tempo di CPU, ed illustreremo le varie funzioni di
+gestione. Tratteremo infine anche le altre priorità dei processi (come quelle
+per l'accesso a disco) divenute disponibili con i kernel più recenti.
+
+
+\subsection{I meccanismi di \textit{scheduling}}
+\label{sec:proc_sched}
+
+\itindbeg{scheduler}
+
+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 \itindex{preemptive~multitasking} \textit{preemptive
+ multitasking}: questo significa che al contrario di altri sistemi (che usano
+invece il cosiddetto \itindex{cooperative~multitasking} \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
+sez.~\ref{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.
+
+Si tenga conto poi che i processi non devono solo eseguire del codice: ad
+esempio molto spesso saranno impegnati in operazioni di I/O, o potranno
+venire bloccati da un comando dal terminale, o 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
+tab.~\ref{tab:proc_proc_states}; ma soltanto i processi che sono nello stato
+\textbf{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]
\footnotesize
\centering
- \begin{tabular}[c]{|c|l|p{8cm}|}
+ \begin{tabular}[c]{|p{2.4cm}|c|p{9cm}|}
\hline
- \textbf{Sigla} & \textbf{Significato} & \textbf{Utilizzo} \\
+ \textbf{Stato} & \texttt{STAT} & \textbf{Descrizione} \\
\hline
\hline
- \acr{ruid} & \textit{real user id} & indica l'utente reale che ha lanciato
- il programma\\
- \acr{rgid} & \textit{real group id} & indica il gruppo reale 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
- l'utente appartiene \\
- \acr{suid} & \textit{saved user id} & indica l'utente \\
- \acr{sgid} & \textit{saved group id} & indica il gruppo \\
- \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 \\
+ \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 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
+ \const{SIGSTOP}, o è tracciato.\\
+ \textbf{Zombie}\index{zombie} & \texttt{Z} & Il processo è terminato ma il
+ suo stato di terminazione non è ancora
+ stato letto dal padre.\\
+ \textbf{Killable}& \texttt{D} & Un nuovo stato introdotto con il kernel
+ 2.6.25, sostanzialmente identico
+ all'\textbf{Uninterrutible Sleep} con la
+ sola differenza che il processo può
+ terminato con \const{SIGKILL} (usato per
+ lo più per NFS).\\
\hline
\end{tabular}
- \caption{Identificatori di utente e gruppo associati a ciascun processo.}
- \label{tab:proc_uid_gid}
+ \caption{Elenco dei possibili stati di un processo in Linux, nella colonna
+ \texttt{STAT} si è riportata la corrispondente lettera usata dal comando
+ \cmd{ps} nell'omonimo campo.}
+ \label{tab:proc_proc_states}
\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}.
-
-Esso servono ad identificare l'utente che ha lanciato il processo e non
-vengono mai cambiati nella creazione di nuovi processi restando sempre gli
-stessi per tutti i processi avviati in una sessione. In realtà vedremo che è
-possibile possibile modificarli (in \secref{sec:proc_setuid}), 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.
-
-L'\textit{effective user id}, l'\textit{effective group id} e gli eventuali
-\textit{supplementary group id} sono invece gli identificatori usati per il
-controllo di accesso ai file (secondo quanto descritto in dettaglio in
-\secref{sec:file_perm_overview}). Normalmente essi sono uguali al \textit{real
- user id} e al \textit{real group id}, a meno che il file posto in esecuzione
-non abbia o il bit \acr{suid} o il bit \acr{sgid} settato, in questo caso alla
-la funzione \func{exec} (vedi \secref{}) li setta rispettivamente ai valori
-dell'\acr{uid} e del \acr{gid} cui appartiene il file.
-
-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 dalla funzione \func{exec} 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}, essi
-quindi consentono di tenere traccia di quale fossero l'utente originale.
-
-
-\subsection{Le funzioni \texttt{setuid} e \texttt{setgid}}
-\label{sec:proc_setuid}
+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
+sez.~\ref{sec:proc_sched_stand}) è sempre stato basato su delle
+\textsl{priorità dinamiche}, in modo da assicurare che tutti i processi, anche
+i meno importanti, possano ricevere un po' di tempo di CPU. In sostanza quando
+un processo ottiene la CPU la sua priorità viene diminuita. In questo modo
+alla fine, anche un processo con priorità iniziale molto bassa, finisce per
+avere una priorità sufficiente per essere eseguito.
+
+Lo standard POSIX.1b però ha introdotto il concetto di \textsl{priorità
+ assoluta}, (chiamata anche \textsl{priorità statica}, in contrapposizione
+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.
+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
+sez.~\ref{sec:proc_real_time}.
+
+In generale quello che succede in tutti gli Unix moderni è che ai processi
+normali viene sempre data una priorità assoluta pari a zero, e la decisione di
+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,\footnote{per alcune delle quali
+ sono state introdotte delle varianti 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 i processi ordinari hanno tutti
+una priorità assoluta nulla; quello che determina quale, fra tutti i processi
+in attesa di esecuzione, sarà eseguito per primo, è la cosiddetta
+\textsl{priorità dinamica},\footnote{quella che viene mostrata nella colonna
+ \texttt{PR} del comando \texttt{top}.} che è chiamata così proprio perché
+varia nel corso dell'esecuzione di un processo.
+
+Il meccanismo usato da Linux è in realtà piuttosto complesso,\footnote{e
+ dipende strettamente dalla versione di kernel; in particolare a partire
+ dalla serie 2.6.x lo scheduler è stato riscritto completamente, con molte
+ modifiche susseguitesi per migliorarne le prestazioni, per un certo periodo
+ ed è stata anche introdotta la possibilità di usare diversi algoritmi,
+ selezionabili sia in fase di compilazione, che, nelle versioni più recenti,
+ all'avvio (addirittura è stato ideato un sistema modulare che permette di
+ cambiare lo scheduler a sistema attivo).} ma a grandi linee si può dire che
+ad ogni processo è assegnata una \textit{time-slice}, cioè un intervallo di
+tempo (letteralmente una fetta) per il quale, a meno di eventi esterni, esso
+viene eseguito senza essere interrotto. Inoltre la priorità dinamica viene
+calcolata dallo scheduler a partire da un valore iniziale che viene
+\textsl{diminuito} tutte le volte che un processo è in stato \textbf{Runnable}
+ma non viene posto in esecuzione.\footnote{in realtà il calcolo della priorità
+ dinamica e la conseguente scelta di quale processo mettere in esecuzione
+ avviene con un algoritmo molto più complicato, che tiene conto anche della
+ \textsl{interattività} del processo, utilizzando diversi fattori, questa è
+ una brutale semplificazione per rendere l'idea del funzionamento, per una
+ trattazione più dettagliata, anche se non aggiornatissima, dei meccanismi di
+ funzionamento dello scheduler si legga il quarto capitolo di
+ \cite{LinKernDev}.} Lo scheduler infatti mette sempre in esecuzione, fra
+tutti i processi in stato \textbf{Runnable}, quello che ha il valore di
+priorità dinamica più basso.\footnote{con le priorità dinamiche il significato
+ del valore numerico ad esse associato è infatti invertito, un valore più
+ basso significa una priorità maggiore.} Il fatto che questo valore venga
+diminuito quando un processo non viene posto in esecuzione pur essendo pronto,
+significa che la priorità dei processi che non ottengono l'uso del processore
+viene progressivamente incrementata, così che anche questi alla fine hanno la
+possibilità di essere eseguiti.
+
+Sia la dimensione della \textit{time-slice} che il valore di partenza della
+priorità dinamica sono determinate dalla cosiddetta \textit{nice} (o
+\textit{niceness}) del processo.\footnote{questa è una delle tante proprietà
+ che ciascun processo si porta dietro, essa viene ereditata dai processi
+ figli e mantenuta attraverso una \func{exec}; fino alla serie 2.4 essa era
+ mantenuta nell'omonimo campo \texttt{nice} della \texttt{task\_struct}, con
+ la riscrittura dello scheduler eseguita nel 2.6 viene mantenuta nel campo
+ \texttt{static\_prio} come per le priorità statiche.} L'origine del nome di
+questo parametro sta nel fatto che generalmente questo viene usato per
+\textsl{diminuire} la priorità di un processo, come misura di cortesia nei
+confronti degli altri. I processi infatti vengono creati dal sistema con un
+valore di \var{nice} nullo e nessuno è privilegiato rispetto agli altri;
+specificando un valore positivo si avrà una \textit{time-slice} più breve ed
+un valore di priorità dinamica iniziale più alto, mentre un valore negativo
+darà una \textit{time-slice} più lunga ed un valore di priorità dinamica
+iniziale più basso.
+
+Esistono diverse funzioni che consentono di modificare la \textit{niceness} di
+un processo; la più semplice è funzione \funcd{nice}, che opera sul processo
+corrente, il suo 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 o il nuovo valore di \var{nice} in caso
+ di successo e -1 in caso di errore, nel qual caso \var{errno} può assumere
+ i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{EPERM}] non si ha il permesso di specificare un valore
+ di \param{inc} negativo.
+ \end{errlist}}
+\end{prototype}
+
+L'argomento \param{inc} indica l'incremento da effettuare rispetto al valore
+di \var{nice} corrente: quest'ultimo può assumere valori compresi fra
+\const{PRIO\_MIN} e \const{PRIO\_MAX}; nel caso di Linux sono fra $-20$ e
+$19$,\footnote{in realtà l'intervallo varia a seconda delle versioni di
+ kernel, ed è questo a partire dal kernel 1.3.43, anche se oggi si può avere
+ anche l'intervallo fra $-20$ 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, valori negativi
+comportano invece un aumento della priorità. Con i kernel precedenti il
+2.6.12 solo l'amministratore\footnote{o un processo con la
+ \itindex{capabilities} \textit{capability} \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi
+ sez.~\ref{sec:proc_capabilities}.} può specificare valori negativi
+di \param{inc} che permettono di aumentare la priorità di un processo, a
+partire da questa versione è consentito anche agli utenti normali alzare
+(entro certi limiti, che vedremo più avanti) la priorità dei propri processi.
+
+Gli standard SUSv2 e POSIX.1 prevedono che la funzione ritorni il nuovo valore
+di \var{nice} del processo; tuttavia la system call di Linux non segue questa
+convenzione e restituisce sempre 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
+errore; questo perché $-1$ è un valore di \var{nice} legittimo e questo
+comporta una confusione con una eventuale condizione di errore. La system call
+originaria inoltre non consente, se non dotati di adeguati privilegi, di
+diminuire un valore di \var{nice} precedentemente innalzato.
+
+Fino alle \acr{glibc} 2.2.4 la funzione di libreria riportava direttamente il
+risultato dalla system call, violando lo standard, per cui per ottenere il
+nuovo valore occorreva una successiva chiamata alla funzione
+\func{getpriority}. A partire dalla \acr{glibc} 2.2.4 \func{nice} è stata
+reimplementata e non viene più chiamata la omonima system call, con questa
+versione viene restituito come valore di ritorno il valore di \var{nice}, come
+richiesto dallo standard.\footnote{questo viene fatto chiamando al suo interno
+ \func{setpriority}, che tratteremo a breve.} In questo caso l'unico modo
+per rilevare in maniera affidabile una condizione di errore è quello di
+azzerare \var{errno} prima della chiamata della funzione e verificarne il
+valore quando \func{nice} restituisce $-1$.
+
+Per leggere il valore di \textit{nice} di un processo occorre usare la
+funzione \funcd{getpriority}, derivata da BSD; il suo prototipo è:
+\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[\errcode{ESRCH}] non c'è nessun processo che corrisponda ai valori di
+ \param{which} e \param{who}.
+ \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{which} non è valido.
+ \end{errlist}}
+\end{prototype}
+\noindent nelle vecchie versioni può essere necessario includere anche
+\file{<sys/time.h>}, questo non è più necessario con versioni recenti delle
+librerie, ma è comunque utile per portabilità.
+
+La funzione permette, a seconda del valore di \param{which}, di leggere la
+priorità di un processo, di un gruppo di processi (vedi
+sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) o di un utente, specificando un corrispondente
+valore per \param{who} secondo la legenda di tab.~\ref{tab:proc_getpriority};
+un valore nullo di quest'ultimo indica il processo, il gruppo di processi o
+l'utente correnti.
+
+\begin{table}[htb]
+ \centering
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}[c]{|c|c|l|}
+ \hline
+ \param{which} & \param{who} & \textbf{Significato} \\
+ \hline
+ \hline
+ \const{PRIO\_PROCESS} & \type{pid\_t} & processo \\
+ \const{PRIO\_PRGR} & \type{pid\_t} & \itindex{process~group}
+ \textit{process group} \\
+ \const{PRIO\_USER} & \type{uid\_t} & utente \\
+ \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; di nuovo, 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} è la funzione \funcd{setpriority} che permette di
+impostare la priorità di uno o più processi; il suo prototipo è:
+\begin{prototype}{sys/resource.h}
+{int setpriority(int which, int who, int prio)}
+ Imposta 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[\errcode{ESRCH}] non c'è nessun processo che corrisponda ai valori di
+ \param{which} e \param{who}.
+ \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{which} non è valido.
+ \item[\errcode{EACCES}] si è richiesto un aumento di priorità senza avere
+ sufficienti privilegi.
+ \item[\errcode{EPERM}] un processo senza i privilegi di amministratore ha
+ cercato di modificare la priorità di un processo di un altro utente.
+ \end{errlist}}
+\end{prototype}
+
+La funzione imposta la priorità al valore specificato da \param{prio} per
+tutti i processi indicati dagli argomenti \param{which} e \param{who}. In
+questo caso come valore di \param{prio} deve essere specificato il valore di
+\textit{nice} da assegnare, e non un incremento (positivo o negativo) come nel
+caso di \func{nice}. La funzione restituisce il valore di \textit{nice}
+assegnato in caso di successo e $-1$ in caso di errore, e come per \func{nice}
+anche in questo caso per rilevare un errore occorre sempre porre a zero
+\var{errno} prima della chiamata della funzione, essendo $-1$ un valore di
+\textit{nice} valido.
+
+Si tenga presente che solo l'amministratore\footnote{o più precisamente un
+ processo con la \itindex{capabilities} \textit{capability}
+ \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}.} ha la
+possibilità di modificare arbitrariamente le priorità di qualunque
+processo. Un utente normale infatti può modificare solo la priorità dei suoi
+processi ed in genere soltanto diminuirla. Fino alla versione di kernel
+2.6.12 Linux ha seguito le specifiche dello standard SUSv3, e come per tutti i
+sistemi derivati da SysV veniva richiesto che l'user-ID reale o quello
+effettivo del processo chiamante corrispondessero all'user-ID reale (e solo a
+quello) del processo di cui si intendeva cambiare la priorità. A partire dalla
+versione 2.6.12 è stata adottata la semantica in uso presso i sistemi derivati
+da BSD (SunOS, Ultrix, *BSD), in cui la corrispondenza può essere anche con
+l'user-ID effettivo.
+
+Sempre a partire dal kernel 2.6.12 è divenuto possibile anche per gli utenti
+ordinari poter aumentare la priorità dei propri processi specificando un
+valore di \param{prio} negativo. Questa operazione non è possibile però in
+maniera indiscriminata, ed in particolare può essere effettuata solo
+nell'intervallo consentito dal valore del limite \const{RLIMIT\_NICE}
+(torneremo su questo in sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
+
+
+\subsection{Il meccanismo di \textit{scheduling real-time}}
+\label{sec:proc_real_time}
+
+Come spiegato in sez.~\ref{sec:proc_sched} lo standard POSIX.1b ha introdotto
+le priorità assolute per permettere la gestione di processi real-time. In
+realtà nel caso di Linux non si tratta di un vero hard real-time, in quanto in
+presenza di eventuali interrupt il kernel interrompe l'esecuzione di un
+processo qualsiasi sia la sua priorità,\footnote{questo a meno che non si
+ siano installate le patch di RTLinux, RTAI o Adeos, con i quali è possibile
+ ottenere un sistema effettivamente hard real-time. In tal caso infatti gli
+ interrupt vengono intercettati dall'interfaccia real-time (o nel caso di
+ Adeos gestiti dalle code del nano-kernel), in modo da poterli controllare
+ direttamente qualora ci sia la necessità di avere un processo con priorità
+ più elevata di un \textit{interrupt handler}.} mentre con l'incorrere in un
+\itindex{page~fault} \textit{page fault} si possono avere ritardi non
+previsti. Se l'ultimo problema può essere aggirato attraverso l'uso delle
+funzioni di controllo della memoria virtuale (vedi
+sez.~\ref{sec:proc_mem_lock}), il primo non è superabile e può comportare
+ritardi non prevedibili riguardo ai tempi di esecuzione di qualunque processo.
+
+Nonostante questo, ed in particolare con una serie di miglioramenti che sono
+stati introdotti nello sviluppo del kernel,\footnote{in particolare a partire
+ dalla versione 2.6.18 sono stati inserite nel kernel una serie di modifiche
+ che consentono di avvicinarsi sempre di più ad un vero e proprio sistema
+ \textit{real-time} estendendo il concetto di \textit{preemption} alle
+ operazioni dello stesso kernel; esistono vari livelli a cui questo può
+ essere fatto, ottenibili attivando in fase di compilazione una fra le
+ opzioni \texttt{CONFIG\_PREEMPT\_NONE}, \texttt{CONFIG\_PREEMPT\_VOLUNTARY}
+ e \texttt{CONFIG\_PREEMPT\_DESKTOP}.} si può arrivare ad una ottima
+approssimazione di sistema real-time usando le priorità assolute; occorre
+farlo però 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 vengono tenuti in una coda e
+tocca al kernel decidere quale deve essere eseguito. Il meccanismo con cui
+vengono gestiti questi processi dipende dalla politica di scheduling che si è
+scelta; lo standard ne prevede due:
+\begin{basedescript}{\desclabelwidth{1.2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
+\item[\textsf{FIFO}] \textit{First In First Out}. Il processo viene eseguito
+ fintanto che non cede volontariamente la CPU (con \func{sched\_yield}), si
+ blocca, finisce o viene interrotto da un processo a priorità più alta. Se il
+ processo viene interrotto da uno a priorità più alta esso resterà in cima
+ alla lista e sarà il primo ad essere eseguito quando i processi a priorità
+ più alta diverranno inattivi. Se invece lo si blocca volontariamente sarà
+ posto in coda alla lista (ed altri processi con la stessa priorità potranno
+ essere eseguiti).
+\item[\textsf{RR}] \textit{Round Robin}. Il comportamento è del tutto analogo
+ a quello precedente, con la sola differenza che ciascun processo viene
+ eseguito al massimo per un certo periodo di tempo (la cosiddetta
+ \textit{time-slice}) dopo di che viene automaticamente posto in fondo alla
+ coda dei processi con la stessa priorità. In questo modo si ha comunque una
+ esecuzione a turno di tutti i processi, da cui il nome della politica. Solo
+ i processi con la stessa priorità ed in stato \textbf{Runnable} entrano nel
+ \textsl{girotondo}.
+\end{basedescript}
+
+Lo standard POSIX.1-2001 prevede una funzione che consenta sia di modificare
+le politiche di scheduling, passando da real-time a ordinarie o viceversa, che
+di specificare, in caso di politiche real-time, la eventuale priorità statica;
+la funzione è \funcd{sched\_setscheduler} ed il suo prototipo è:
+\begin{prototype}{sched.h}
+{int sched\_setscheduler(pid\_t pid, int policy, const struct sched\_param *p)}
+ Imposta priorità e politica di scheduling.
+
+ \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[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
+ \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{policy} non esiste o il
+ relativo valore di \param{p} non è valido.
+ \item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi per attivare la
+ politica richiesta.
+ \end{errlist}}
+\end{prototype}
+
+La funzione esegue l'impostazione per il processo specificato dall'argomento
+\param{pid}; un valore nullo di questo argomento esegue l'impostazione per il
+processo corrente. La politica di scheduling è specificata
+dall'argomento \param{policy} i cui possibili valori sono riportati in
+tab.~\ref{tab:proc_sched_policy}; la parte alta della tabella indica le
+politiche real-time, quella bassa le politiche ordinarie. Un valore negativo
+per \param{policy} mantiene la politica di scheduling corrente.
+
+\begin{table}[htb]
+ \centering
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}[c]{|l|l|}
+ \hline
+ \textbf{Policy} & \textbf{Significato} \\
+ \hline
+ \hline
+ \const{SCHED\_FIFO} & Scheduling real-time con politica \textit{FIFO}. \\
+ \const{SCHED\_RR} & Scheduling real-time con politica \textit{Round
+ Robin}. \\
+ \hline
+ \const{SCHED\_OTHER}& Scheduling ordinario.\\
+ \const{SCHED\_BATCH}& Scheduling ordinario con l'assunzione ulteriore di
+ lavoro \textit{CPU intensive}.\footnotemark\\
+ \const{SCHED\_IDLE} & Scheduling di priorità estremamente
+ bassa.\footnotemark\\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Valori dell'argomento \param{policy} per la funzione
+ \func{sched\_setscheduler}.}
+ \label{tab:proc_sched_policy}
+\end{table}
+
+\footnotetext[41]{introdotto con il kernel 2.6.16.}
+\footnotetext{introdotto con il kernel 2.6.23.}
+
+Con le versioni più recenti del kernel sono state introdotte anche delle
+varianti sulla politica di scheduling tradizionale per alcuni carichi di
+lavoro specifici, queste due nuove politiche sono specifiche di Linux e non
+devono essere usate se si vogliono scrivere programmi portabili.
+
+La politica \const{SCHED\_BATCH} è una variante della politica ordinaria con
+la sola differenza che i processi ad essa soggetti non ottengono, nel calcolo
+delle priorità dinamiche fatto dallo scheduler, il cosiddetto bonus di
+interattività che mira a favorire i processi che si svegliano dallo stato di
+\textbf{Sleep}.\footnote{cosa che accade con grande frequenza per i processi
+ interattivi, dato che essi sono per la maggior parte del tempo in attesa di
+ dati in ingresso da parte dell'utente.} La si usa pertanto, come indica il
+nome, per processi che usano molta CPU (come programmi di calcolo) che in
+questo modo sono leggermente sfavoriti rispetto ai processi interattivi che
+devono rispondere a dei dati in ingresso, pur non perdendo il loro valore di
+\textit{nice}.
+
+La politica \const{SCHED\_IDLE} invece è una politica dedicata ai processi che
+si desidera siano eseguiti con la più bassa priorità possibile, ancora più
+bassa di un processo con il minimo valore di \textit{nice}. In sostanza la si
+può utilizzare per processi che devono essere eseguiti se non c'è niente altro
+da fare. Va comunque sottolineato che anche un processo \const{SCHED\_IDLE}
+avrà comunque una sua possibilità di utilizzo della CPU, sia pure in
+percentuale molto bassa.
+
+Qualora si sia richiesta una politica real-time il valore della priorità
+statica viene impostato attraverso la struttura \struct{sched\_param},
+riportata in fig.~\ref{fig:sig_sched_param}, il cui solo campo attualmente
+definito è \var{sched\_priority}. Il campo deve contenere il valore della
+priorità statica da assegnare al processo; lo standard prevede che questo
+debba essere assegnato all'interno di un intervallo fra un massimo ed un
+minimo che nel caso di Linux sono rispettivamente 1 e 99.
+
+\begin{figure}[!bht]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{15cm}
+ \includestruct{listati/sched_param.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{La struttura \structd{sched\_param}.}
+ \label{fig:sig_sched_param}
+\end{figure}
+
+I processi con politica di scheduling ordinaria devono sempre specificare un
+valore nullo di \var{sched\_priority} altrimenti si avrà un errore
+\errcode{EINVAL}, questo valore infatti non ha niente a che vedere con la
+priorità dinamica determinata dal valore di \textit{nice}, che deve essere
+impostato con le funzioni viste in precedenza.
+
+Lo standard POSIX.1b prevede comunque che i due valori della massima e minima
+priorità statica possano essere ottenuti, per ciascuna delle politiche di
+scheduling \textit{real-time}, tramite le due funzioni
+\funcd{sched\_get\_priority\_max} e \funcd{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[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{policy} non è valido.
+ \end{errlist}}
+\end{functions}
+
+Si tenga presente che quando si imposta una politica di scheduling real-time
+per un processo o se ne cambia la priorità statica questo viene messo in cima
+alla lista dei processi con la stessa priorità; questo comporta che verrà
+eseguito subito, interrompendo eventuali altri processi con la stessa priorità
+in quel momento in esecuzione.
+
+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 \textbf{Runnable} viene sempre inserito in coda alla lista. Se la
+politica scelta è \const{SCHED\_FIFO} quando il processo viene eseguito viene
+automaticamente rimesso in coda alla lista, e la sua esecuzione continua
+fintanto che non viene bloccato da una richiesta di I/O, o non rilascia
+volontariamente la CPU (in tal caso, tornando nello stato \textbf{Runnable}
+sarà reinserito in coda alla lista); l'esecuzione viene ripresa subito solo
+nel caso che esso sia stato interrotto da un processo a priorità più alta.
+
+Solo un processo con i privilegi di amministratore\footnote{più precisamente
+ con la \itindex{capabilities} capacità \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi
+ sez.~\ref{sec:proc_capabilities}.} può impostare senza restrizioni priorità
+assolute diverse da zero o politiche \const{SCHED\_FIFO} e
+\const{SCHED\_RR}. Un utente normale può modificare solo le priorità di
+processi che gli appartengono; è cioè richiesto che l'user-ID effettivo del
+processo chiamante corrisponda all'user-ID reale o effettivo del processo
+indicato con \param{pid}.
+
+Fino al kernel 2.6.12 gli utenti normali non potevano impostare politiche
+real-time o modificare la eventuale priorità statica di un loro processo. A
+partire da questa versione è divenuto possibile anche per gli utenti normali
+usare politiche real-time fintanto che la priorità assoluta che si vuole
+impostare è inferiore al limite \const{RLIMIT\_RTPRIO} (vedi
+sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) ad essi assegnato. Unica eccezione a questa
+possibilità sono i processi \const{SCHED\_IDLE}, che non possono cambiare
+politica di scheduling indipendentemente dal valore di
+\const{RLIMIT\_RTPRIO}. Inoltre, in caso di processo già sottoposto ad una
+politica real-time, un utente può sempre, indipendentemente dal valore di
+\const{RLIMIT\_RTPRIO}, diminuirne la priorità o portarlo ad una politica
+ordinaria.
+
+Se si intende operare solo sulla priorità statica di un processo si possono
+usare le due funzioni \funcd{sched\_setparam} e \funcd{sched\_getparam} che
+consentono rispettivamente di impostarne e leggerne il valore, i loro
+prototipi sono:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sched.h}
+
+ \funcdecl{int sched\_setparam(pid\_t pid, const struct sched\_param *param)}
+ Imposta la priorità statica del processo \param{pid}.
+
+ \funcdecl{int sched\_getparam(pid\_t pid, struct sched\_param *param)}
+ Legge la priorità statica del processo \param{pid}.
+
+ \bodydesc{Entrambe le funzioni ritornano 0 in caso di successo e $-1$ in
+ caso di errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
+ \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{param} non ha senso per la
+ politica usata dal processo.
+ \item[\errcode{EPERM}] non si hanno privilegi sufficienti per eseguire
+ l'operazione.
+ \end{errlist}}
+\end{functions}
+
+L'uso di \func{sched\_setparam}, compresi i controlli di accesso che vi si
+applicano, è del tutto equivalente a quello di \func{sched\_setscheduler} con
+argomento \param{policy} uguale a -1. Come per \func{sched\_setscheduler}
+specificando 0 come valore dell'argomento \param{pid} si opera sul processo
+corrente. Benché la funzione sia utilizzabile anche con processi sottoposti a
+politica ordinaria essa ha senso soltanto per quelli real-time, dato che per i
+primi la priorità statica può essere soltanto nulla. La disponibilità di
+entrambe le funzioni può essere verificata controllando la macro
+\macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING} che è definita nell'header
+\file{sched.h}.
+
+Se invece si vuole sapere quale è politica di scheduling di un processo si può
+usare la funzione \funcd{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[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
+ \item[\errcode{EPERM}] non si hanno privilegi sufficienti per eseguire
+ l'operazione.
+ \end{errlist}}
+\end{prototype}
+
+La funzione restituisce il valore, secondo quanto elencato in
+tab.~\ref{tab:proc_sched_policy}, della politica di scheduling per il processo
+specificato; se l'argomento \param{pid} è nullo viene restituito il valore
+relativo al processo chiamante.
+
+L'ultima funzione che permette di leggere le informazioni relative ai processi
+real-time è \funcd{sched\_rr\_get\_interval}, che permette di ottenere la
+lunghezza della \textit{time-slice} usata dalla politica \textit{round robin};
+il suo prototipo è:
+\begin{prototype}{sched.h}
+ {int sched\_rr\_get\_interval(pid\_t pid, struct timespec *tp)} Legge in
+ \param{tp} la durata della \textit{time-slice} per il processo \param{pid}.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e -1 in caso di errore,
+ nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
+ \item[\errcode{ENOSYS}] la system call non è stata implementata.
+ \end{errlist}}
+\end{prototype}
+
+La funzione restituisce il valore dell'intervallo di tempo usato per la
+politica \textit{round robin} in una struttura \struct{timespec}, (la cui
+definizione si può trovare in fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}). In realtà
+dato che in Linux questo intervallo di tempo è prefissato e non modificabile,
+questa funzione ritorna sempre un valore di 150 millisecondi, e non importa
+specificare il PID di un processo reale.
+
+Come accennato ogni processo può rilasciare volontariamente la CPU in modo da
+consentire agli altri processi di essere eseguiti; la funzione che consente di
+fare tutto ciò è \funcd{sched\_yield}, il cui prototipo è:
+\begin{prototype}{sched.h}
+ {int sched\_yield(void)}
+
+ Rilascia volontariamente l'esecuzione.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e -1 in caso di errore,
+ nel qual caso \var{errno} viene impostata opportunamente.}
+\end{prototype}
+
+Questa funzione ha un utilizzo effettivo soltanto quando si usa lo scheduling
+real-time, e serve a far sì che il processo corrente rilasci la CPU, in modo
+da essere rimesso in coda alla lista dei processi con la stessa priorità per
+permettere ad un altro di essere eseguito; se però il processo è l'unico ad
+essere presente sulla coda l'esecuzione non sarà interrotta. In genere usano
+questa funzione i processi con politica \const{SCHED\_FIFO}, per permettere
+l'esecuzione degli altri processi con pari priorità quando la sezione più
+urgente è finita.
+
+La funzione può essere utilizzata anche con processi che usano lo scheduling
+ordinario, ma in questo caso il comportamento non è ben definito, e dipende
+dall'implementazione. Fino al kernel 2.6.23 questo comportava che i processi
+venissero messi in fondo alla coda di quelli attivi, con la possibilità di
+essere rimessi in esecuzione entro breve tempo, con l'introduzione del
+\textit{Completely Fair Scheduler} questo comportamento è cambiato ed un
+processo che chiama la funzione viene inserito nella lista dei processi
+inattivo, con un tempo molto maggiore.\footnote{è comunque possibile
+ ripristinare un comportamento analogo al precedente scrivendo il valore 1
+ nel file \texttt{/proc/sys/kernel/sched\_compat\_yield}.}
+
+
+
+\subsection{Il controllo dello \textit{scheduler} per i sistemi
+ multiprocessore}
+\label{sec:proc_sched_multiprocess}
+
+Infine con il supporto dei sistemi multiprocessore sono state introdotte delle
+funzioni che permettono di controllare in maniera più dettagliata la scelta di
+quale processore utilizzare per eseguire un certo programma. Uno dei problemi
+che si pongono nei sistemi multiprocessore è infatti quello del cosiddetto
+\index{effetto~ping-pong} \textsl{effetto ping-pong}. Può accadere cioè che lo
+scheduler, quando riavvia un processo precedentemente interrotto scegliendo il
+primo processore disponibile, lo faccia eseguire da un processore diverso
+rispetto a quello su cui era stato eseguito in precedenza. Se il processo
+passa da un processore all'altro in questo modo (cosa che avveniva abbastanza
+di frequente con i kernel della seria 2.4.x) si ha l'\textsl{effetto
+ ping-pong}.
+
+Questo tipo di comportamento può generare dei seri problemi di prestazioni;
+infatti tutti i processori moderni utilizzano una memoria interna (la
+\textit{cache}) contenente i dati più usati, che permette di evitare di
+eseguire un accesso (molto più lento) alla memoria principale sulla scheda
+madre. Chiaramente un processo sarà favorito se i suoi dati sono nella cache
+del processore, ma è ovvio che questo può essere vero solo per un processore
+alla volta, perché in presenza di più copie degli stessi dati su più
+processori, non si potrebbe determinare quale di questi ha la versione dei
+dati aggiornata rispetto alla memoria principale.
+
+Questo comporta che quando un processore inserisce un dato nella sua cache,
+tutti gli altri processori che hanno lo stesso dato devono invalidarlo, e
+questa operazione è molto costosa in termini di prestazioni. Il problema
+diventa serio quando si verifica l'\textsl{effetto ping-pong}, in tal caso
+infatti un processo \textsl{rimbalza} continuamente da un processore all'altro
+e si ha una continua invalidazione della cache, che non diventa mai
+disponibile.
+
+\itindbeg{CPU~affinity}
+
+Per ovviare a questo tipo di problemi è nato il concetto di \textsl{affinità
+ di processore} (o \textit{CPU affinity}); la possibilità cioè di far sì che
+un processo possa essere assegnato per l'esecuzione sempre allo stesso
+processore. Lo scheduler dei kernel della serie 2.4.x aveva una scarsa
+\textit{CPU affinity}, e \index{effetto~ping-pong} l'effetto ping-pong era
+comune; con il nuovo scheduler dei kernel della 2.6.x questo problema è stato
+risolto ed esso cerca di mantenere il più possibile ciascun processo sullo
+stesso processore.
+
+In certi casi però resta l'esigenza di poter essere sicuri che un processo sia
+sempre eseguito dallo stesso processore,\footnote{quella che viene detta
+ \textit{hard CPU affinity}, in contrasto con quella fornita dallo scheduler,
+ detta \textit{soft CPU affinity}, che di norma indica solo una preferenza,
+ non un requisito assoluto.} e per poter risolvere questo tipo di
+problematiche nei nuovi kernel\footnote{le due system call per la gestione
+ della \textit{CPU affinity} sono state introdotte nel kernel 2.5.8, e le
+ funzioni di libreria nelle \textsl{glibc} 2.3.} è stata introdotta
+l'opportuna infrastruttura ed una nuova system call che permette di impostare
+su quali processori far eseguire un determinato processo attraverso una
+\textsl{maschera di affinità}. La corrispondente funzione di libreria è
+\funcd{sched\_setaffinity} ed il suo prototipo è:
+\begin{prototype}{sched.h}
+ {int sched\_setaffinity (pid\_t pid, unsigned int cpusetsize, const
+ cpu\_set\_t *cpuset)}
+ Imposta la maschera di affinità del processo \param{pid}.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e -1 in caso di errore,
+ nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
+ \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{cpuset} contiene riferimenti a
+ processori non esistenti nel sistema.
+ \item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi sufficienti per
+ eseguire l'operazione.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre anche \errval{EFAULT}.}
+\end{prototype}
+
+
+Questa funzione e la corrispondente \func{sched\_setaffinity} hanno una storia
+abbastanza complessa, la system call prevede l'uso di due ulteriori argomenti
+di tipo \texttt{unsigned int len} e \texttt{unsigned long *mask}, che
+corrispondono al fatto che la implementazione effettiva usa una semplice
+maschera binaria. Quando le funzioni vennero incluse nelle \acr{glibc}
+assunsero invece il prototipo appena mostrato. A complicare la cosa si
+aggiunge il fatto che nella versione 2.3.3 delle \acr{glibc} l'argomento
+\param{cpusetsize} è stato eliminato, per poi essere ripristinato nella
+versione 2.3.4.\footnote{pertanto se la vostra pagina di manuale non è
+ aggiornata, o usate quella particolare versione delle \acr{glibc}, potrete
+ trovare indicazioni diverse, il prototipo illustrato è quello riportato
+ nella versione corrente (maggio 2008) delle pagine di manuale e
+ corrispondente alla definizione presente in \file{sched.h}.}
+
+La funzione imposta, con l'uso del valore contenuto all'indirizzo
+\param{cpuset}, l'insieme dei processori sui quali deve essere eseguito il
+processo identificato tramite il valore passato in \param{pid}. Come in
+precedenza il valore nullo di \param{pid} indica il processo corrente. Per
+poter utilizzare questa funzione sono richiesti i privilegi di amministratore
+(è necessaria la capacità \const{CAP\_SYS\_NICE}) altrimenti essa fallirà con
+un errore di \errcode{EPERM}. Una volta impostata una maschera di affinità,
+questa viene ereditata attraverso una \func{fork}, in questo modo diventa
+possibile legare automaticamente un gruppo di processi ad un singolo
+processore.
+
+Nell'uso comune, almeno con i kernel della serie 2.6.x, l'uso di questa
+funzione non è necessario, in quanto è lo scheduler stesso che provvede a
+mantenere al meglio l'affinità di processore. Esistono però esigenze
+particolari, ad esempio quando un processo (o un gruppo di processi) è
+utilizzato per un compito importante (ad esempio per applicazioni real-time o
+la cui risposta è critica) e si vuole la massima velocità, con questa
+interfaccia diventa possibile selezionare gruppi di processori utilizzabili in
+maniera esclusiva. Lo stesso dicasi quando l'accesso a certe risorse (memoria
+o periferiche) può avere un costo diverso a seconda del processore, come
+avviene nelle architetture NUMA (\textit{Non-Uniform Memory Access}).
+
+Infine se un gruppo di processi accede alle stesse risorse condivise (ad
+esempio una applicazione con più \itindex{thread} \textit{thread}) può avere
+senso usare lo stesso processore in modo da sfruttare meglio l'uso della sua
+cache; questo ovviamente riduce i benefici di un sistema multiprocessore
+nell'esecuzione contemporanea dei \itindex{thread} \textit{thread}, ma in
+certi casi (quando i \itindex{thread} \textit{thread} sono inerentemente
+serializzati nell'accesso ad una risorsa) possono esserci sufficienti vantaggi
+nell'evitare la perdita della cache da rendere conveniente l'uso dell'affinità
+di processore.
+
+Per facilitare l'uso dell'argomento \param{cpuset} le \acr{glibc} hanno
+introdotto un apposito dato di tipo, \ctyp{cpu\_set\_t},\footnote{questa è una
+ estensione specifica delle \acr{glibc}, da attivare definendo la macro
+ \macro{\_GNU\_SOURCE}, non esiste infatti una standardizzazione per
+ questo tipo di interfaccia e POSIX al momento non prevede nulla al
+ riguardo.} che permette di identificare un insieme di processori. Il dato è
+una maschera binaria: in generale è un intero a 32 bit in cui ogni bit
+corrisponde ad un processore, ma dato che per architetture particolari il
+numero di bit di un intero può non essere sufficiente, è stata creata questa
+che è una interfaccia generica che permette di usare a basso livello un tipo
+di dato qualunque rendendosi indipendenti dal numero di bit e dalla loro
+disposizione.
+
+Questa interfaccia, oltre alla definizione del tipo di dato apposito, prevede
+anche una serie di macro di preprocessore per la manipolazione dello stesso,
+che consentono di svuotare un insieme, aggiungere o togliere un processore da
+esso o verificare se vi è già presente:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sched.h}
+ \funcdecl{void \macro{CPU\_ZERO}(cpu\_set\_t *set)}
+ Inizializza l'insieme (vuoto).
+
+ \funcdecl{void \macro{CPU\_SET}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
+ Inserisce il processore \param{cpu} nell'insieme.
+
+ \funcdecl{void \macro{CPU\_CLR}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
+ Rimuove il processore \param{cpu} nell'insieme.
+
+ \funcdecl{int \macro{CPU\_ISSET}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
+ Controlla se il processore \param{cpu} è nell'insieme.
+\end{functions}
+
+Oltre a queste macro, simili alle analoghe usate per gli insiemi di file
+descriptor (vedi sez.~\ref{sec:file_select}) è definita la costante
+\const{CPU\_SETSIZE} che indica il numero massimo di processori che possono
+far parte dell'insieme, e che costituisce un limite massimo al valore
+dell'argomento \param{cpu}.
+
+In generale la maschera di affinità è preimpostata in modo che un processo
+possa essere eseguito su qualunque processore, se può comunque leggere il
+valore per un processo specifico usando la funzione
+\funcd{sched\_getaffinity}, il suo prototipo è:
+\begin{prototype}{sched.h}
+ {int sched\_getaffinity (pid\_t pid, unsigned int cpusetsize,
+ const cpu\_set\_t *cpuset)}
+ Legge la maschera di affinità del processo \param{pid}.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e -1 in caso di errore,
+ nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
+ \item[\errcode{EFAULT}] il valore di \param{cpuset} non è un indirizzo
+ valido.
+ \end{errlist} }
+\end{prototype}
+
+La funzione restituirà all'indirizzo specificato da \param{cpuset} il valore
+della maschera di affinità del processo, così da poterla riutilizzare per una
+successiva reimpostazione. In questo caso non sono necessari privilegi
+particolari.
+
+È chiaro che queste funzioni per la gestione dell'affinità hanno significato
+soltanto su un sistema multiprocessore, esse possono comunque essere
+utilizzate anche in un sistema con un processore singolo, nel qual caso però
+non avranno alcun risultato effettivo.
+
+\itindend{scheduler}
+\itindend{CPU~affinity}
+
+
+\subsection{Le priorità per le operazioni di I/O}
+\label{sec:io_priority}
+
+A lungo l'unica priorità usata per i processi è stata quella relativa
+all'assegnazione dell'uso del processore. Ma il processore non è l'unica
+risorsa che i processi devono contendersi, un'altra, altrettanto importante
+per le prestazioni, è quella dell'accesso a disco. Per questo motivo sono
+stati introdotti diversi \textit{I/O scheduler} in grado di distribuire in
+maniera opportuna questa risorsa ai vari processi. Fino al kernel 2.6.17 era
+possibile soltanto differenziare le politiche generali di gestione, scegliendo
+di usare un diverso \textit{I/O scheduler}; a partire da questa versione, con
+l'introduzione dello scheduler CFQ (\textit{Completely Fair Queuing}) è
+divenuto possibile, qualora si usi questo scheduler, impostare anche delle
+diverse priorità di accesso per i singoli processi.\footnote{al momento
+ (kernel 2.6.31), le priorità di I/O sono disponibili soltanto per questo
+ scheduler.}
+
+La scelta dello scheduler di I/O si può fare in maniera generica a livello di
+avvio del kernel assegnando il nome dello stesso al parametro
+\texttt{elevator}, mentre se ne può indicare uno per l'accesso al singolo
+disco scrivendo nel file \texttt{/sys/block/\textit{dev}/queue/scheduler}
+(dove \texttt{\textit{dev}} è il nome del dispositivo associato al disco); gli
+scheduler disponibili sono mostrati dal contenuto dello stesso file che
+riporta fra parentesi quadre quello attivo, il default in tutti i kernel
+recenti è proprio il \texttt{cfq},\footnote{nome con cui si indica appunto lo
+ scheduler \textit{Completely Fair Queuing}.} che supporta le priorità. Per i
+dettagli sulle caratteristiche specifiche degli altri scheduler, la cui
+discussione attiene a problematiche di ambito sistemistico, si consulti la
+documentazione nella directory \texttt{Documentation/block/} dei sorgenti del
+kernel.
+
+Una volta che si sia impostato lo scheduler CFQ ci sono due specifiche system
+call, specifiche di Linux, che consentono di leggere ed impostare le priorità
+di I/O.\footnote{se usate in corrispondenza ad uno scheduler diverso il loro
+ utilizzo non avrà alcun effetto.} Dato che non esiste una interfaccia
+diretta nelle \acr{glibc} per queste due funzioni occorrerà invocarle tramite
+la funzione \func{syscall} (come illustrato in
+sez.~\ref{sec:intro_syscall}). Le due funzioni sono \funcd{ioprio\_get} ed
+\funcd{ioprio\_set}; i rispettivi prototipi sono:
+\begin{functions}
+ \headdecl{linux/ioprio.h}
+ \funcdecl{int ioprio\_get(int which, int who)}
+ \funcdecl{int ioprio\_set(int which, int who, int ioprio)}
+
+ Rileva o imposta la priorità di I/O di un processo.
+
+ \bodydesc{Le funzioni ritornano rispettivamente un intero positivo
+ (indicante la priorità) o 0 in caso di successo e $-1$ in caso di errore,
+ nel qual caso \var{errno} può assumere i valori:
+ \begin{errlist}
+ \item[\errcode{ESRCH}] non esiste il processo indicato.
+ \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{which} e \param{who} non sono
+ validi.
+ \item[\errcode{EPERM}] non si hanno i privilegi per eseguire
+ l'impostazione (solo per \func{ioprio\_set}).
+ \end{errlist} }
+\end{functions}
+
+Le funzioni leggono o impostano la priorità di I/O sulla base dell'indicazione
+dei due argomenti \param{which} e \param{who} che hanno lo stesso significato
+già visto per gli omonimi argomenti di \func{getpriority} e
+\func{setpriority}. Anche in questo caso si deve specificare il valore
+di \param{which} tramite le opportune costanti riportate in
+tab.~\ref{tab:ioprio_args} che consentono di indicare un singolo processo, i
+processi di un \textit{process group} (tratteremo questo argomento in
+sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) o tutti o processi di un utente.
+
+\begin{table}[htb]
+ \centering
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}[c]{|c|c|l|}
+ \hline
+ \param{which} & \param{who} & \textbf{Significato} \\
+ \hline
+ \hline
+ \const{IPRIO\_WHO\_PROCESS} & \type{pid\_t} & processo\\
+ \const{IPRIO\_WHO\_PRGR} & \type{pid\_t} & \itindex{process~group}
+ \textit{process group}\\
+ \const{IPRIO\_WHO\_USER} & \type{uid\_t} & utente\\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Legenda del valore dell'argomento \param{which} e del tipo
+ dell'argomento \param{who} delle funzioni \func{ioprio\_get} e
+ \func{ioprio\_set} per le tre possibili scelte.}
+ \label{tab:ioprio_args}
+\end{table}
+
+In caso di successo \func{ioprio\_get} restituisce un intero positivo che
+esprime il valore della priorità di I/O, questo valore è una maschera binaria
+composta da due parti, una che esprime la \textsl{classe} di scheduling di I/O
+del processo, l'altra che esprime, quando la classe di scheduling lo prevede,
+la priorità del processo all'interno della classe stessa. Questo stesso
+formato viene utilizzato per indicare il valore della priorità da impostare
+con l'argomento \param{ioprio} di \func{ioprio\_set}.
+
+Per la gestione dei valori che esprimono le priorità di I/O sono state
+definite delle opportune macro di preprocessore, riportate in
+tab.~\ref{tab:IOsched_class_macro}. I valori delle priorità si ottengono o si
+impostano usando queste macro. Le prime due si usano con il valore restituito
+da \func{ioprio\_get} e per ottenere rispettivamente la classe di
+scheduling\footnote{restituita dalla macro con i valori di
+ tab.~\ref{tab:IOsched_class}.} e l'eventuale valore della priorità. La terza
+macro viene invece usata per creare un valore di priorità da usare come
+argomento di \func{ioprio\_set} per eseguire una impostazione.
+
+\begin{table}[htb]
+ \centering
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
+ \hline
+ \textbf{Macro} & \textbf{Significato}\\
+ \hline
+ \hline
+ \macro{IOPRIO\_PRIO\_CLASS}\texttt{(\textit{value})}
+ & dato il valore di una priorità come
+ restituito da \func{ioprio\_get} estrae il
+ valore della classe.\\
+ \macro{IOPRIO\_PRIO\_DATA}\texttt{(\textit{value})}
+ & dato il valore di una priorità come
+ restituito da \func{ioprio\_get} estrae il
+ valore della priorità.\\
+ \macro{IOPRIO\_PRIO\_VALUE}\texttt{(\textit{class},\textit{prio})}
+ & dato un valore di priorità ed una classe
+ ottiene il valore numerico da passare a
+ \func{ioprio\_set}.\\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Le macro per la gestione dei valori numerici .}
+ \label{tab:IOsched_class_macro}
+\end{table}
+
+Le classi di scheduling previste dallo scheduler CFQ sono tre, e ricalcano tre
+diverse modalità di distribuzione delle risorse analoghe a quelle già adottate
+anche nel funzionamento dello scheduler del processore. Ciascuna di esse è
+identificata tramite una opportuna costante, secondo quanto riportato in
+tab.~\ref{tab:IOsched_class}.
+
+La classe di priorità più bassa è \const{IOPRIO\_CLASS\_IDLE}; i processi in
+questa classe riescono ad accedere a disco soltanto quando nessun altro
+processo richiede l'accesso. Occorre pertanto usarla con molta attenzione,
+perché un processo in questa classe può venire completamente bloccato quando
+ci sono altri processi in una qualunque delle altre due classi che stanno
+accedendo al disco. Quando si usa questa classe non ha senso indicare un
+valore di priorità, dato che in questo caso non esiste nessuna gerarchia e la
+priorità è identica, la minima possibile, per tutti i processi.
+
+\begin{table}[htb]
+ \centering
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}[c]{|l|l|}
+ \hline
+ \textbf{Classe} & \textbf{Significato} \\
+ \hline
+ \hline
+ \const{IOPRIO\_CLASS\_RT} & Scheduling di I/O \textit{real time}.\\
+ \const{IOPRIO\_CLASS\_BE} & Scheduling di I/O ordinario.\\
+ \const{IOPRIO\_CLASS\_IDLE}& Scheduling di I/O di priorità minima.\\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Costanti che identificano le classi di scheduling di I/O.}
+ \label{tab:IOsched_class}
+\end{table}
+
+La seconda classe di priorità di I/O è \const{IOPRIO\_CLASS\_BE} (il nome sta
+per \textit{best-effort}) che è quella usata ordinariamente da tutti
+processi. In questo caso esistono priorità diverse che consentono di
+assegnazione di una maggiore banda passante nell'accesso a disco ad un
+processo rispetto agli altri, con meccanismo simile a quello dei valori di
+\textit{nice} in cui si evita che un processo a priorità più alta possa
+bloccare indefinitamente quelli a priorità più bassa. In questo caso però le
+diverse priorità sono soltanto otto, indicate da un valore numerico fra 0 e 7
+e come per \textit{nice} anche in questo caso un valore più basso indica una
+priorità maggiore.
+
+
+Infine la classe di priorità di I/O \textit{real-time}
+\const{IOPRIO\_CLASS\_RT} ricalca le omonime priorità di processore: un
+processo in questa classe ha sempre la precedenza nell'accesso a disco
+rispetto a tutti i processi delle altre classi e di un processo nella stessa
+classe ma con priorità inferiore, ed è pertanto in grado di bloccare
+completamente tutti gli altri. Anche in questo caso ci sono 8 priorità diverse
+con un valore numerico fra 0 e 7, con una priorità più elevata per valori più
+bassi.
+
+In generale nel funzionamento ordinario la priorità di I/O di un processo
+viene impostata in maniera automatica nella classe \const{IOPRIO\_CLASS\_BE}
+con un valore ottenuto a partire dal corrispondente valore di \textit{nice}
+tramite la formula: $\mathtt{\mathit{prio}}=(\mathtt{\mathit{nice}}+20)/5$. Un
+utente ordinario può modificare con \func{ioprio\_set} soltanto le priorità
+dei processi che gli appartengono,\footnote{per la modifica delle priorità di
+ altri processi occorrono privilegi amministrativi, ed in particolare la
+ capacità \const{CAP\_SYS\_NICE} (vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}).}
+cioè quelli il cui user-ID reale corrisponde all'user-ID reale o effettivo del
+chiamante. Data la possibilità di ottenere un blocco totale dello stesso, solo
+l'amministratore\footnote{o un processo con la capacità
+ \const{CAP\_SYS\_ADMIN} (vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}).} può
+impostare un processo ad una priorità di I/O nella classe
+\const{IOPRIO\_CLASS\_RT} o \const{IOPRIO\_CLASS\_IDLE}.
+
+%TODO verificare http://lwn.net/Articles/355987/
+
+%TODO trattare le funzionalità per il NUMA
+% vedi man numa e le pagine di manuale relative
+% vedere anche dove metterle...
+
+\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 \itindex{race~condition} \textit{race
+ condition} (vedi sez.~\ref{sec:proc_race_cond}) derivanti da operazioni
+interrotte in una fase in cui non erano ancora state completate.
+
+Nel caso dell'interazione fra processi la situazione è molto più semplice, ed
+occorre preoccuparsi della atomicità delle operazioni solo quando si ha a che
+fare con meccanismi di intercomunicazione (che esamineremo in dettaglio in
+cap.~\ref{cha:IPC}) o nelle operazioni con i file (vedremo alcuni esempi in
+sez.~\ref{sec:file_atomic}). In questi casi in genere l'uso delle appropriate
+funzioni di libreria per compiere le operazioni necessarie è garanzia
+sufficiente di atomicità in quanto le 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
+sez.~\ref{sec:sig_adv_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
+\direct{volatile} le variabili che possono essere interessate ad accesso
+condiviso, onde evitare problemi con le ottimizzazioni del codice.
-\subsection{Le funzioni \texttt{seteuid} e \texttt{setegid}}
-\label{sec:proc_seteuid}
-\subsection{Le \textit{race condition}}
+\subsection{Le \textit{race condition} ed i \textit{deadlock}}
\label{sec:proc_race_cond}
-Si definisce una \textit{race condition} il caso in cui diversi processi
-stanno cercando di fare qualcosa con una risorsa comune ed il risultato finale
-viene a dipendere dall'ordine di esecuzione dei medesimi. Ovviamente dato che
-l'ordine di esecuzione di un processo, senza appositi meccanismi di
-sincronizzazione, non è assolutamente prevedibile, queste situazioni sono
-fonti di errori molto subdoli, che possono verificarsi solo in condizioni
-particolari e quindi difficilmente riproducibili.
+\itindbeg{race~condition}
+
+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
+\index{sezione~critica} \textsl{sezioni critiche}) del programma, siano
+opportunamente protette da meccanismi di sincronizzazione (torneremo su queste
+problematiche di questo tipo in cap.~\ref{cha:IPC}).
+
+\itindbeg{deadlock}
+Un caso particolare di \textit{race condition} sono poi i cosiddetti
+\textit{deadlock}, particolarmente gravi in quanto comportano spesso il blocco
+completo di un servizio, e non il fallimento di una singola operazione. Per
+definizione un \textit{deadlock} è una situazione in cui due o più processi
+non sono più in grado di proseguire perché ciascuno aspetta il risultato di
+una operazione che dovrebbe essere eseguita dall'altro.
+
+
+L'esempio tipico di una situazione che può condurre ad un
+\textit{deadlock} è quello in cui un flag di
+``\textsl{occupazione}'' viene rilasciato da un evento asincrono (come un
+segnale o un altro processo) fra il momento in cui lo si è controllato
+(trovandolo occupato) e la successiva operazione di attesa per lo sblocco. In
+questo caso, dato che l'evento di sblocco del flag è avvenuto senza che ce ne
+accorgessimo proprio fra il controllo e la messa in attesa, quest'ultima
+diventerà perpetua (da cui il nome di \textit{deadlock}).
+
+In tutti questi casi è di fondamentale importanza il concetto di atomicità
+visto in sez.~\ref{sec:proc_atom_oper}; questi problemi infatti possono essere
+risolti soltanto assicurandosi, quando essa sia richiesta, che sia possibile
+eseguire in maniera atomica le operazioni necessarie.
+\itindend{race~condition}
+\itindend{deadlock}
+
+
+\subsection{Le funzioni rientranti}
+\label{sec:proc_reentrant}
+
+\index{funzioni!rientranti|(}
+
+Si dice \textsl{rientrante} una funzione che può essere interrotta in
+qualunque punto della sua esecuzione ed essere chiamata una seconda volta da
+un altro \itindex{thread} \textit{thread} di esecuzione senza che questo
+comporti nessun problema nell'esecuzione della stessa. La problematica è
+comune nella programmazione \itindex{thread} \textit{multi-thread}, ma si
+hanno gli stessi problemi quando si vogliono chiamare delle funzioni
+all'interno dei gestori dei segnali.
+
+Fintanto che una funzione opera soltanto con le variabili locali è rientrante;
+queste infatti vengono allocate nello \itindex{stack} \textit{stack}, ed
+un'altra invocazione non fa altro che allocarne un'altra copia. Una funzione
+può non essere rientrante quando opera su memoria che non è nello
+\itindex{stack} \textit{stack}. Ad esempio una funzione non è mai rientrante
+se usa una 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,\footnote{si ricordi quanto illustrato
+ in sez.~\ref{sec:intro_gcc_glibc_std}.} \macro{\_REENTRANT} e
+\macro{\_THREAD\_SAFE}, la cui definizione attiva le versioni rientranti di
+varie funzioni di libreria, che sono identificate aggiungendo il suffisso
+\code{\_r} al nome della versione normale.
+
+\index{funzioni!rientranti|)}
+
+
+% LocalWords: multitasking like VMS child process identifier pid sez shell fig
+% LocalWords: parent kernel init pstree keventd kswapd table struct linux call
+% LocalWords: nell'header scheduler system interrupt timer HZ asm Hertz clock
+% LocalWords: l'alpha tick fork wait waitpid exit exec image glibc int pgid ps
+% LocalWords: sid thread Ingo Molnar ppid getpid getppid sys unistd LD threads
+% LocalWords: void ForkTest tempnam pathname sibling cap errno EAGAIN ENOMEM
+% LocalWords: stack read only copy write tab client spawn forktest sleep PATH
+% LocalWords: source LIBRARY scheduling race condition printf descriptor dup
+% LocalWords: close group session tms lock vfork execve BSD stream main abort
+% LocalWords: SIGABRT SIGCHLD SIGHUP foreground SIGCONT termination signal ANY
+% LocalWords: handler kill EINTR POSIX options WNOHANG ECHILD option WUNTRACED
+% LocalWords: dump bits rusage getrusage heap const filename argv envp EACCES
+% LocalWords: filesystem noexec EPERM suid sgid root nosuid ENOEXEC ENOENT ELF
+% LocalWords: ETXTBSY EINVAL ELIBBAD BIG EFAULT EIO ENAMETOOLONG ELOOP ENOTDIR
+% LocalWords: ENFILE EMFILE argc execl path execv execle execlp execvp vector
+% LocalWords: list environ NULL umask pending utime cutime ustime fcntl linker
+% LocalWords: opendir libc interpreter FreeBSD capabilities Mandatory Access
+% LocalWords: Control MAC SELinux Security Modules LSM superuser uid gid saved
+% LocalWords: effective euid egid dell' fsuid fsgid getuid geteuid getgid SVr
+% LocalWords: getegid IDS NFS setuid setgid all' logout utmp screen xterm TODO
+% LocalWords: setreuid setregid FIXME ruid rgid seteuid setegid setresuid size
+% LocalWords: setresgid getresuid getresgid value result argument setfsuid DAC
+% LocalWords: setfsgid NGROUPS sysconf getgroups getgrouplist groups ngroups
+% LocalWords: setgroups initgroups patch LIDS CHOWN OVERRIDE Discrectionary PF
+% LocalWords: SEARCH chattr sticky NOATIME socket domain immutable append mmap
+% LocalWords: broadcast multicast multicasting memory locking mlock mlockall
+% LocalWords: shmctl ioperm iopl chroot ptrace accounting swap reboot hangup
+% LocalWords: vhangup mknod lease permitted inherited inheritable bounding AND
+% LocalWords: capability capget capset header ESRCH undef version obj clear PT
+% LocalWords: pag ssize length proc capgetp preemptive cache runnable Stopped
+% LocalWords: Uninterrutible SIGSTOP soft slice nice niceness counter which SC
+% LocalWords: getpriority who setpriority RTLinux RTAI Adeos fault FIFO First
+% LocalWords: yield Robin setscheduler policy param OTHER priority setparam to
+% LocalWords: min getparam getscheduler interval robin ENOSYS fifo ping long
+% LocalWords: affinity setaffinity unsigned mask cpu NUMA CLR ISSET SETSIZE RR
+% LocalWords: getaffinity assembler deadlock REENTRANT SAFE tgz MYPGRP l'OR rr
+% LocalWords: WIFEXITED WEXITSTATUS WIFSIGNALED WTERMSIG WCOREDUMP WIFSTOPPED
+% LocalWords: WSTOPSIG opt char INTERP arg SIG IGN DFL mascheck grp FOWNER RAW
+% LocalWords: FSETID SETPCAP BIND SERVICE ADMIN PACKET IPC OWNER MODULE RAWIO
+% LocalWords: PACCT RESOURCE TTY CONFIG SETFCAP hdrp datap libcap lcap text tp
+% LocalWords: get ncap caps CapInh CapPrm fffffeff CapEff getcap STAT dall'I
+% LocalWords: inc PRIO SUSv PRGR prio SysV SunOS Ultrix sched timespec len sig
+% LocalWords: cpusetsize cpuset atomic tickless redirezione WCONTINUED stopped
+% LocalWords: waitid NOCLDSTOP ENOCHLD WIFCONTINUED ifdef endif idtype siginfo
+% LocalWords: infop ALL WEXITED WSTOPPED WNOWAIT signo CLD EXITED KILLED page
+% LocalWords: CONTINUED sources forking Spawned successfully executing exiting
+% LocalWords: next cat for COMMAND pts bash defunct TRAPPED DUMPED Killable PR
+% LocalWords: SIGKILL static RLIMIT preemption PREEMPT VOLUNTARY IDLE RTPRIO
+% LocalWords: Completely Fair compat Uniform CFQ Queuing elevator dev cfq RT
+% LocalWords: Documentation block syscall ioprio IPRIO CLASS class best effort
+% LocalWords: refresh semop dnotify MADV DONTFORK prctl WCLONE SIGCHL WALL
+% LocalWords: WNOTHREAD DUMPABLE KEEPCAPS
+
+%%% Local Variables:
+%%% mode: latex
+%%% TeX-master: "gapil"
+%%% End:
projects / gapil.git / blobdiff