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%% Free Software Foundation; with the Invariant Sections being "Un preambolo",
processi.
Il kernel mantiene una tabella dei processi attivi, la cosiddetta
-\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
+\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]
\label{fig:proc_task_struct}
\end{figure}
-Come accennato in sez.~\ref{sec:intro_unix_struct} è lo
-\textit{scheduler}\index{\textit{scheduler}} che decide quale processo mettere
-in esecuzione; esso viene eseguito ad ogni system call ed ad ogni
-interrupt,\footnote{più in una serie di altre occasioni. NDT completare questa
- parte.} (ma può essere anche attivato esplicitamente). Il timer di sistema
-provvede comunque a che esso sia invocato periodicamente, generando un
-interrupt periodico secondo la frequenza specificata dalla costante
-\const{HZ}, definita in \file{asm/param.h}, ed il cui valore è espresso in
-Hertz.\footnote{Il valore usuale di questa costante è 100, per tutte le
- architetture eccetto l'alpha, per la quale è 1000. Occorre fare attenzione a
- non confondere questo valore con quello dei clock tick (vedi
+Come accennato in sez.~\ref{sec:intro_unix_struct} è lo \textit{scheduler}
+\itindex{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.}
+% TODO completare questa parte.
+(ma può essere anche attivato esplicitamente). Il timer di sistema provvede
+comunque a che esso sia invocato periodicamente, generando un interrupt
+periodico secondo la frequenza specificata dalla costante \const{HZ}, definita
+in \file{asm/param.h}, ed il cui valore è espresso in Hertz.\footnote{Fino al
+ kernel 2.4 il valore usuale di questa costante era 100, per tutte le
+ architetture eccetto l'alpha, per la quale era 1000. Occorre fare attenzione
+ a non confondere questo valore con quello dei clock tick (vedi
sez.~\ref{sec:sys_unix_time}).}
-%Si ha cioè un interrupt dal timer ogni centesimo di secondo.
+% TODO verificare gli ultimi cambiamenti del 2.6
+% Si ha cioè un interrupt dal timer ogni centesimo di secondo.
-Ogni volta che viene eseguito, lo \textit{scheduler}\index{\textit{scheduler}}
+Ogni volta che viene eseguito, lo \textit{scheduler} \itindex{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.
Il fatto che il \acr{pid} sia un numero univoco per il sistema lo rende un
candidato per generare ulteriori indicatori associati al processo di cui
diventa possibile garantire l'unicità: ad esempio in alcune implementazioni la
-funzione \func{tmpname} (si veda sez.~\ref{sec:file_temp_file}) usa il
-\acr{pid} per generare un \index{\textit{pathname}}\textit{pathname} univoco,
-che non potrà essere replicato da un altro processo che usi la stessa
-funzione.
+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
Dopo il successo dell'esecuzione di una \func{fork} sia il processo padre che
il processo figlio continuano ad essere eseguiti normalmente a partire
dall'istruzione successiva alla \func{fork}; il processo figlio è però una
-copia del padre, e riceve una copia dei segmenti di testo, stack e 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 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 \textit{copy on write}\index{\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.
+copia del padre, e riceve una copia dei segmenti di testo, \itindex{stack}
+stack e 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 \textit{copy on write}
+\itindex{copy~on~write}; questa tecnica comporta che una pagina di memoria
+viene effettivamente copiata per il nuovo processo solo quando ci viene
+effettuata sopra una scrittura (e si ha quindi una reale differenza fra padre
+e figlio). In questo modo si rende molto più efficiente il meccanismo della
+creazione di un nuovo processo, non essendo più necessaria la copia di tutto
+lo spazio degli indirizzi virtuali del padre, ma solo delle pagine di memoria
+che sono state modificate, e solo al momento della modifica stessa.
La differenza che si ha nei due processi è che nel processo padre il valore di
ritorno della funzione \func{fork} è il \acr{pid} del processo figlio, mentre
Esaminiamo questo risultato: una prima conclusione che si può trarre è che non
si può dire quale processo fra il padre ed il figlio venga eseguito per
primo\footnote{a partire dal kernel 2.5.2-pre10 è stato introdotto il nuovo
- scheduler\index{\textit{scheduler}} di Ingo Molnar che esegue sempre per
- primo il figlio; per mantenere la portabilità è opportuno non fare comunque
+ scheduler\itindex{scheduler} di Ingo Molnar che esegue sempre per primo il
+ figlio; per mantenere la portabilità è opportuno non fare comunque
affidamento su questo comportamento.} dopo la chiamata a \func{fork};
dall'esempio si può notare infatti come nei primi due cicli sia stato eseguito
per primo il padre (con la stampa del \acr{pid} del nuovo processo) per poi
(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 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.
+\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, né sull'ordine in cui questi potranno
essere messi in esecuzione. Se è necessaria una qualche forma di precedenza
occorrerà provvedere ad espliciti meccanismi di sincronizzazione, pena il
-rischio di incorrere nelle cosiddette
-\textit{race condition}\index{\textit{race~condition}}
-(vedi sez.~\ref{sec:proc_race_cond}).
+rischio di incorrere nelle cosiddette \textit{race condition}
+\itindex{race~condition} (vedi sez.~\ref{sec:proc_race_cond}).
Si noti inoltre che essendo i segmenti di memoria utilizzati dai singoli
processi completamente separati, le modifiche delle variabili nei processi
comune dopo l'esecuzione di una \func{fork} è la seguente:
\begin{itemize*}
\item i file aperti e gli eventuali flag di
- \textit{close-on-exec}\index{\textit{close-on-exec}} impostati (vedi
+ \textit{close-on-exec}\itindex{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
\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}\index{\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}) è deprecato; per questo eviteremo
-di trattarla ulteriormente.
+Dato che Linux supporta il \textit{copy on write} \itindex{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}) è
+deprecato; per questo eviteremo di trattarla ulteriormente.
\subsection{La conclusione di un processo}
sez.~\ref{sec:sig_sigchld});
\item se il processo è un leader di sessione ed il suo terminale di controllo
è quello della sessione viene mandato un segnale di \const{SIGHUP} a tutti i
- processi del gruppo di foreground e il terminale di controllo viene
+ 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
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:
+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:
\footnotesize
\begin{verbatim}
\end{verbatim} %$
\normalsize e come si vede, dato che non si è fatto nulla per riceverne lo
stato di terminazione, i tre processi figli sono ancora presenti pur essendosi
-conclusi, con lo stato di zombie\index{zombie} e l'indicazione che sono stati
+conclusi, con lo stato di zombie \index{zombie} e l'indicazione che sono stati
terminati.
-La possibilità di avere degli zombie\index{zombie} deve essere tenuta sempre
+La possibilità di avere degli zombie \index{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
-\textit{zombie}\index{zombie} non consumano risorse di memoria o processore,
-occupano comunque una voce nella tabella dei processi, che a lungo andare
-potrebbe esaurirsi.
+Questa operazione è necessaria perché anche se gli \textit{zombie}
+\index{zombie} non consumano risorse di memoria o processore, occupano
+comunque una voce nella tabella dei processi, che a lungo andare potrebbe
+esaurirsi.
Si noti che quando un processo adottato da \cmd{init} termina, esso non
diviene uno \textit{zombie}\index{zombie}; questo perché una delle funzioni di
provvedere a concluderne la terminazione.
-\subsection{Le funzioni \func{wait} e \func{waitpid}}
+\subsection{Le funzioni \func{wait} e \func{waitpid}}
\label{sec:proc_wait}
Uno degli usi più comuni delle capacità multitasking di un sistema unix-like
\textbf{Valore} & \textbf{Opzione} &\textbf{Significato}\\
\hline
\hline
- $<-1$& -- & attende per un figlio il cui \textit{process group} (vedi
- sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) è uguale al
- valore assoluto di \param{pid}. \\
- $-1$ & \const{WAIT\_ANY} & attende per un figlio qualsiasi, usata in
- questa maniera è equivalente a \func{wait}.\\
- $0$ & \const{WAIT\_MYPGRP} & attende per un figlio il cui \textit{process
- group} è uguale a quello del processo chiamante. \\
- $>0$ & -- &attende per un figlio il cui \acr{pid} è uguale al
- valore di \param{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 è equivalente a \func{wait}.\\
+ $0$ &\const{WAIT\_MYPGRP}&attende per un figlio il cui
+ \itindex{process~group} \textit{process 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 dell'argomento \param{pid} della funzione
valutata solo se \val{WIFSIGNALED} ha restituito
un valore non nullo.\\
\macro{WCOREDUMP(s)} & Vera se il processo terminato ha generato un
- file di \textit{core dump}. Può essere valutata
- solo se \val{WIFSIGNALED} ha restituito un valore
- non nullo.\footnotemark \\
+ 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 \const{WUNTRACED}. \\
presente come estensione sia in Linux che in altri Unix.}
Entrambe le funzioni di attesa restituiscono lo stato di terminazione del
-processo tramite il puntatore \param{status} (se non interessa memorizzare lo
-stato si può passare un puntatore nullo). Il valore restituito da entrambe le
-funzioni dipende dall'implementazione, e tradizionalmente alcuni bit (in
-genere 8) sono riservati per memorizzare lo stato di uscita, e altri per
-indicare il segnale che ha causato la terminazione (in caso di conclusione
-anomala), uno per indicare se è stato generato un core file, ecc.\footnote{le
- definizioni esatte si possono trovare in \file{<bits/waitstatus.h>} ma
- questo file non deve mai essere usato direttamente, esso viene incluso
- attraverso \file{<sys/wait.h>}.}
+processo tramite il puntatore \param{status} (se non interessa memorizzare
+lo stato si può passare un puntatore nullo). Il valore restituito da
+entrambe le funzioni dipende dall'implementazione, e tradizionalmente alcuni
+bit (in genere 8) sono riservati per memorizzare lo stato di uscita, e altri
+per indicare il segnale che ha causato la terminazione (in caso di
+conclusione anomala), uno per indicare se è stato generato un
+\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
fatto attraverso una delle funzioni della famiglia \func{exec}. Quando un
processo chiama una di queste funzioni esso viene completamente sostituito dal
nuovo programma; il \acr{pid} del processo non cambia, dato che non viene
-creato un nuovo processo, la funzione semplicemente rimpiazza lo stack, lo
-heap, i dati ed il testo del processo corrente con un nuovo programma letto da
-disco.
+creato un nuovo processo, la funzione semplicemente rimpiazza lo
+\itindex{stack} stack, lo \itindex{heap} heap, i dati ed il testo del processo
+corrente con un nuovo programma letto da disco.
Ci sono sei diverse versioni di \func{exec} (per questo la si è chiamata
famiglia di funzioni) che possono essere usate per questo compito, in realtà
\begin{errlist}
\item[\errcode{EACCES}] il file non è eseguibile, oppure il filesystem è
montato in \cmd{noexec}, oppure non è un file regolare o un interprete.
- \item[\errcode{EPERM}] il file ha i bit \acr{suid} o \acr{sgid}, l'utente
- non è root, il processo viene tracciato, o il filesystem è montato con
- l'opzione \cmd{nosuid}.
+ \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[\errcode{ENOENT}] il file o una delle librerie dinamiche o l'interprete
Le altre quattro funzioni si limitano invece a cercare di eseguire il file
indicato dall'argomento \param{path}, che viene interpretato come il
-\index{\textit{pathname}}\textit{pathname} del programma.
+\itindex{pathname}\textit{pathname} del programma.
\begin{figure}[htb]
\centering
(\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 \textit{process group-ID}
- (\acr{pgid}), vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group};
+\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
sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}).
La gestione dei file aperti dipende dal valore che ha il flag di
-\textit{close-on-exec}\index{\textit{close-on-exec}} (vedi anche
+\textit{close-on-exec}\itindex{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
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
-\textit{close-on-exec}\index{\textit{close-on-exec}} sulle directory che apre,
-in maniera trasparente all'utente.
+l'impostazione del flag di \textit{close-on-exec}\itindex{close-on-exec} sulle
+directory che apre, in maniera trasparente all'utente.
Abbiamo detto che l'\textsl{user-ID reale} ed il \textsl{group-ID reale}
restano gli stessi all'esecuzione di \func{exec}; lo stesso vale per
l'\textsl{user-ID effettivo} ed il \textsl{group-ID effettivo} (il significato
di questi identificatori è trattato in sez.~\ref{sec:proc_access_id}), tranne
-quando il file che si va ad eseguire abbia o il \acr{suid} bit o lo \acr{sgid}
-bit impostato, in questo caso l'\textsl{user-ID effettivo} ed il
-\textsl{group-ID effettivo} vengono impostati rispettivamente all'utente o al
-gruppo cui il file appartiene (per i dettagli vedi sez.~\ref{sec:proc_perms}).
+quando il file che si va ad eseguire 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 (per i
+dettagli vedi sez.~\ref{sec:proc_perms}).
Se il file da eseguire è in formato \emph{a.out} e necessita di librerie
condivise, viene lanciato il \textit{linker} dinamico \cmd{/lib/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 \const{PT\_INTERP},
-in genere questo è \file{/lib/ld-linux.so.1} per programmi linkati con le
-\acr{libc5}, e \file{/lib/ld-linux.so.2} per programmi linkati con le
+in genere questo è \file{/lib/ld-linux.so.1} per programmi collegati con le
+\acr{libc5}, e \file{/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
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'inteprete come un unico argomento
+ 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 restitituisce un errore di \const{ENAMETOOLONG}, una comparazione dei
+ lunga restituisce un errore di \const{ENAMETOOLONG}, una comparazione dei
vari comportamenti si trova su
\href{http://www.in-ulm.de/~mascheck/various/shebang/}
{\texttt{http://www.in-ulm.de/\tild mascheck/various/shebang/}}.}
\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, le varie funzioni per la loro manipolazione diretta e tutte le
problematiche connesse ad una gestione accorta dei privilegi.
Come accennato in sez.~\ref{sec:intro_multiuser} il modello base\footnote{in
realtà già esistono estensioni di questo modello base, che lo rendono più
- flessibile e controllabile, come le \textit{capabilities}, le ACL per i file
- o il \textit{Mandatory Access Control} di SELinux; inoltre basandosi sul
+ flessibile e controllabile, come le \itindex{capabilities}
+ \textit{capabilities} illustrate in sez.~\ref{sec:proc_capabilities}, le ACL
+ per i file o il \textit{Mandatory Access Control}
+ \itindex{Mandatory~Access~Control~(MAC)} di SELinux; inoltre basandosi sul
lavoro effettuato con SELinux, a partire dal kernel 2.5.x, è iniziato lo
sviluppo di una infrastruttura di sicurezza, il \textit{Linux Security
Modules}, o LSM, in grado di fornire diversi agganci a livello del kernel
\textit{superuser}) che non è sottoposto a restrizioni, ed il resto degli
utenti, per i quali invece vengono effettuati i vari controlli di accesso.
-%Benché il sistema sia piuttosto semplice (è basato su un solo livello di
-% separazione) il sistema permette una
-%notevole flessibilità,
-
Abbiamo già accennato come il sistema associ ad ogni utente e gruppo due
identificatori univoci, lo user-ID ed il group-ID; questi servono al kernel per
identificare uno specifico utente o un gruppo di utenti, per poi poter
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 ad un utente e ad un gruppo.
+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
Al secondo gruppo appartengono lo \textsl{user-ID effettivo} ed il
\textsl{group-ID effettivo} (a cui si aggiungono gli eventuali \textsl{group-ID
supplementari} dei gruppi dei quali l'utente fa parte). Questi sono invece
-gli identificatori usati nella verifiche dei permessi del processo e per il
+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
-\acr{suid} o \acr{sgid} impostati (il significato di questi bit è affrontato
-in dettaglio in sez.~\ref{sec:file_suid_sgid}). In questo caso essi saranno
-impostati all'utente e al gruppo proprietari del file. Questo consente, per
-programmi in cui ci sia necessità, di dare a qualunque utente normale
-privilegi o permessi di un altro (o dell'amministratore).
+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_suid_sgid}). In questo caso essi saranno impostati
+all'utente e al gruppo proprietari del file. Questo consente, per programmi in
+cui ci sia necessità, di dare a qualunque utente normale privilegi o permessi
+di un altro (o dell'amministratore).
Come nel caso del \acr{pid} e del \acr{ppid}, anche tutti questi
identificatori possono essere letti attraverso le rispettive funzioni:
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 \acr{suid} o
-\acr{sgid}. Essi quindi consentono di tenere traccia di quale fossero utente
-e gruppo effettivi all'inizio dell'esecuzione di un nuovo programma.
+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
\errcode{EPERM}).
Come accennato l'uso principale di queste funzioni è quello di poter
-consentire ad un programma con i bit \acr{suid} o \acr{sgid} impostati (vedi
-sez.~\ref{sec:file_suid_sgid}) di riportare l'\textsl{user-ID effettivo} a
-quello dell'utente che ha lanciato il programma, effettuare il lavoro che non
-necessita di privilegi aggiuntivi, ed eventualmente tornare indietro.
+consentire ad un programma con i bit \itindex{suid~bit} \acr{suid} o
+\itindex{sgid~bit} \acr{sgid} impostati (vedi sez.~\ref{sec:file_suid_sgid})
+di riportare l'\textsl{user-ID effettivo} a quello dell'utente che ha lanciato
+il programma, effettuare il lavoro che non necessita di privilegi aggiuntivi,
+ed eventualmente tornare indietro.
Come esempio per chiarire l'uso di queste funzioni prendiamo quello con cui
viene gestito l'accesso al file \file{/var/log/utmp}. In questo file viene
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 TODO, FIXME verificare
- e aggiornare la nota.} gli identificatori del gruppo \textit{saved}, le usa
-per poter scambiare fra di loro \textit{effective} e \textit{real}. I
-rispettivi prototipi sono:
+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}
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
-\index{\textit{value~result~argument}}\textit{value result argument}). Si noti
-che queste funzioni sono le uniche in grado di leggere gli identificatori del
+\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}.
scrivere codice portabile.
-%\subsection{La gestione delle capabilities}
-%\label{sec:proc_capabilities}
+\subsection{La gestione delle \textit{capabilities}}
+\label{sec:proc_capabilities}
+
+\itindbeg{capabilities}
+
+Come accennato in sez.~\ref{sec:proc_access_id} l'architettura classica della
+gestione dei privilegi in un sistema unix-like ha il sostanziale problema di
+fornire all'amministratore dei poteri troppo ampi, questo comporta che anche
+quando si siano predisposte delle misure di protezione per in essere in grado
+di difendersi dagli effetti di una eventuale compromissione del
+sistema,\footnote{come montare un filesystem in sola lettura per impedirne
+ modifiche, o marcare un file come immutabile.} una volta che questa sia
+stata effettuata e si siano ottenuti i privilegi di amministratore, queste
+potranno essere comunque rimosse.\footnote{nei casi elencati nella precedente
+ nota si potrà sempre rimontare il sistema in lettura-scrittura, o togliere
+ la marcatura di immutabilità.}
+
+Il problema consiste nel fatto che nell'architettura tradizionale di un
+sistema unix-like i controlli di accesso sono basati su un solo livello di
+separazione: per i processi normali essi sono posti in atto, mentre per i
+processi con i privilegi di amministratore essi non vengono neppure eseguiti;
+per questo motivo non era previsto alcun modo per evitare che un processo con
+diritti di amministratore non potesse eseguire certe operazioni, o per cedere
+definitivamente alcuni privilegi da un certo momento in poi.
+
+Per ovviare a tutto ciò, a partire dai kernel della serie 2.2, è stato
+introdotto un meccanismo, detto \textit{capabilities}, che consentisse di
+suddividere i vari privilegi tradizionalmente associati all'amministratore in
+un insieme di \textsl{capacità} distinte. L'idea era che queste capacità
+potessero essere abilitate e disabilitate in maniera indipendente per ciascun
+processo con privilegi di amministratore, permettendo così una granularità
+molto più fine nella distribuzione degli stessi che evitasse la originaria
+situazione di \textsl{tutto o nulla}.
+
+Il meccanismo completo delle \textit{capabilities}\footnote{l'implementazione
+ di Linux si rifà ad una bozza per quello che dovrebbe divenire lo standard
+ POSIX.1e, che prevede questa funzionalità.} prevederebbe anche la
+possibilità di associare le stesse \textit{capabilities} anche ai singoli file
+eseguibili,\footnote{una descrizione sommaria di questa funzionalità è
+ riportata nella pagina di manuale che descrive l'implementazione delle
+ \textit{capabilities} con Linux (accessibile con \texttt{man capabilities}),
+ ma non essendo implementata non ne tratteremo qui.} in modo da poter
+stabilire quali capacità possono essere utilizzate quando viene messo in
+esecuzione uno specifico programma; attualmente però questa funzionalità non è
+implementata.\footnote{per attualmente si intende fino al kernel 2.6.13, e
+ finora non è disponibile al momento neanche presente nessuna realizzazione
+ sperimentale delle specifiche POSIX.1e, anche se esistono dei patch di
+ sicurezza del kernel, come LIDS (vedi
+ \href{http://www.lids.org}{\texttt{http://www.lids.org/})} che realizzano
+ qualcosa di simile.}
+
+
+\begin{table}[!h!bt]
+ \centering
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}{|l|p{12cm}|}
+ \hline
+ \textbf{Capacità}&\textbf{Descrizione}\\
+ \hline
+ \hline
+%
+% POSIX-draft defined capabilities.
+%
+ \const{CAP\_CHOWN} & la capacità di cambiare proprietario e gruppo
+ proprietario di un file (vedi
+ sez.~\ref{sec:file_chown}).\\
+ \const{CAP\_DAC\_OVERRIDE}& la capacità di evitare il controllo dei
+ permessi di lettura, scrittura ed esecuzione dei
+ file, (vedi sez.~\ref{sec:file_access_control})
+ caratteristici del modello classico del
+ controllo di accesso chiamato
+ \itindex{Discrectionary~Access~Control~(DAC)}
+ \textit{Discrectionary Access Control} (da cui
+ il nome DAC).\\
+ \const{CAP\_DAC\_READ\_SEARCH}& la capacità di evitare il controllo dei
+ permessi di lettura, scrittura ed esecuzione per
+ le directory (vedi
+ sez.~\ref{sec:file_access_control}).\\
+ \const{CAP\_FOWNER} & la capacità di evitare il controllo che
+ l'user-ID effettivo del processo (o meglio il
+ \textit{filesystem user-ID}, vedi
+ sez.~\ref{sec:proc_setuid}) coincida con
+ quello del proprietario di un file per tutte
+ le operazioni privilegiate non coperte dalle
+ precedenti \const{CAP\_DAC\_OVERRIDE} e
+ \const{CAP\_DAC\_READ\_SEARCH}. Queste
+ comprendono i cambiamenti dei permessi e dei
+ tempi del file (vedi sez.~\ref{sec:file_chmod} e
+ sez.~\ref{sec:file_utime}), le impostazioni degli
+ attributi estesi (con il comando \cmd{chattr}) e
+ delle ACL, poter ignorare lo
+ \itindex{sticky~bit} \textit{sticky bit} nella
+ cancellazione dei file (vedi
+ sez.~\ref{sec:file_sticky}), la possibilità di
+ impostare il flag di \const{O\_NOATIME} con
+ \func{open} e \func{fcntl} (vedi
+ sez.~\ref{sec:file_open} e
+ sez.~\ref{sec:file_fcntl}).\\
+ \const{CAP\_FSETID} & la capacità di evitare la cancellazione
+ automatica dei bit \itindex{suid~bit} \acr{suid}
+ e \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} quando un file
+ per i quali sono impostati viene modificato da
+ un processo senza questa capacità e la capacità
+ di impostare il bit \acr{sgid} su un file anche
+ quando questo è relativo ad un gruppo cui non si
+ appartiene (vedi sez.~\ref{sec:file_chmod}).\\
+ \const{CAP\_KILL} & la capacità di mandare segnali a qualunque
+ processo (vedi sez.~\ref{sec:sig_kill_raise}).\\
+ \const{CAP\_SETGID} & la capacità di manipolare i group ID dei
+ processi, sia il principale che i supplementari,
+ (vedi sez.~\ref{sec:proc_setgroups} che quelli
+ trasmessi tramite i \index{socket} socket
+ \textit{unix domain} (vedi
+ sez.~\ref{sec:unix_socket}).\\
+ \const{CAP\_SETUID} & la capacità di manipolare gli user ID del
+ processo (con \func{setuid}, \func{setreuid},
+ \func{setresuid}, \func{setfsuid}) e di
+ trasmettere un valore arbitrario
+ dell'\textsl{uid} nel passaggio delle
+ credenziali coi socket unix domain (vedi
+ sez.~\ref{sec:unix_socket}).\\
+%
+% Linux specific capabilities
+%
+\hline
+ \const{CAP\_SETPCAP} & la capacità di impostare o rimuovere una capacità
+ (limitatamente a quelle che il processo
+ chiamante ha nel suo insieme di capacità
+ permesse) da qualunque processo.\\
+ \const{CAP\_LINUX\_IMMUTABLE}& la capacità di impostare gli attributi
+ \textit{immutable} e \itindex{append~mode}
+ \textit{append only} per i file su un
+ filesystem che supporta questi
+ attributi estesi.\\
+ \const{CAP\_NET\_BIND\_SERVICE}& la capacità di porre in ascolto server
+ su porte riservate (vedi
+ sez.~\ref{sec:TCP_func_bind}).\\
+ \const{CAP\_NET\_BROADCAST}& la capacità di consentire l'uso di socket in
+ \itindex{broadcast} \textit{broadcast} e
+ \itindex{multicast} \textit{multicast}.\\
+ \const{CAP\_NET\_ADMIN} & la capacità di eseguire alcune operazioni
+ privilegiate sulla rete (impostare le opzioni
+ privilegiate dei socket, abilitare il
+ \itindex{multicast} \textit{multicasting},
+ impostare interfacce di rete e
+ tabella di instradamento).\\
+ \const{CAP\_NET\_RAW} & la capacità di usare socket \texttt{RAW} e
+ \texttt{PACKET} (quelli che permettono di creare
+ pacchetti nei protocolli di basso livello).\\
+ \const{CAP\_IPC\_LOCK} & la capacità di effettuare il \textit{memory
+ locking} \itindex{memory~locking} con le
+ funzioni \func{mlock}, \func{mlockall},
+ \func{shmctl}, \func{mmap} (vedi
+ sez.~\ref{sec:proc_mem_lock} e
+ sez.~\ref{sec:file_memory_map}). \\
+ \const{CAP\_IPC\_OWNER} & la capacità di evitare il controllo dei permessi
+ per le operazioni sugli oggetti di
+ intercomunicazione fra processi (vedi
+ sez.~\ref{sec:ipc_sysv}).\\
+ \const{CAP\_SYS\_MODULE}& la capacità di caricare e rimuovere moduli del
+ kernel. \\
+ \const{CAP\_SYS\_RAWIO} & la capacità di eseguire operazioni sulle porte
+ di I/O con \func{ioperm} e \func{iopl} (vedi
+ sez.~\ref{sec:file_io_port}).\\
+ \const{CAP\_SYS\_CHROOT}& la capacità di eseguire la funzione
+ \func{chroot} (vedi
+ sez.~\ref{sec:file_chroot}).\\
+ \const{CAP\_SYS\_PTRACE}& consente di tracciare qualunque processo con
+ \func{ptrace} (vedi
+ sez.~\ref{sec:xxx_ptrace}).\\
+% TODO documentatare ptrace
+ \const{CAP\_SYS\_PACCT} & la capacità di usare le funzioni di
+ \textit{accounting} dei processi (vedi
+ sez.~\ref{sec:sys_bsd_accounting}).\\
+ \const{CAP\_SYS\_ADMIN} & la capacità di eseguire una serie di compiti
+ amministrativi (come impostare le quote,
+ attivare e disattivare la swap, montare,
+ rimontare e smontare filesystem, ecc.). \\
+ \const{CAP\_SYS\_BOOT} & la capacità di fare eseguire un riavvio del
+ sistema.\\
+ \const{CAP\_SYS\_NICE} & la capacità di modificare le priorità dei
+ processi (vedi sez.~\ref{sec:proc_priority}). \\
+ \const{CAP\_SYS\_RESOURCE}& la capacità di superare le limitazioni sulle
+ risorse, aumentare le quote disco, usare lo
+ spazio disco riservato all'amministratore.\\
+ \const{CAP\_SYS\_TIME} & la capacità di modificare il tempo di sistema
+ (vedi sez.~\ref{sec:sys_time}).\\
+ \const{CAP\_SYS\_TTY\_CONFIG}& la capacità di simulare un \textit{hangup}
+ della console, con la funzione
+ \func{vhangup}.\\
+ \const{CAP\_MKNOD} & la capacità di creare file di dispositivo con la
+ funzione \func{mknod} (vedi
+ sez.~\ref{sec:file_mknod}).\footnotemark\\
+ \const{CAP\_LEASE} & la capacità di creare dei \textit{file lease}
+ \index{file!lease} su di un file (vedi
+ sez.~\ref{sec:file_asyncronous_lease})
+ indipendentemente dalla proprietà dello
+ stesso.\footnotemark\\
+ \const{CAP\_SETFCAP} & la capacità di impostare le
+ \textit{capabilities} di un file (non
+ supportata).\\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Le costanti che identificano le \textit{capabilities} presenti nel
+ kernel.}
+\label{tab:proc_capabilities}
+\end{table}
+
+\footnotetext[21]{questa capacità è presente soltanto a partire dai kernel
+ della serie 2.4.x.}
+
+\footnotetext{questa capacità è presente soltanto a partire dai kernel della
+ serie 2.4.x.}
+
+Per gestire questo nuovo meccanismo ciascun processo porta con sé tre distinti
+insiemi di \textit{capabilities}, che vengono denominati rispettivamente
+\textit{effective}, \textit{permitted} ed \textit{inherited}. Questi insiemi
+vengono mantenuti in forma di tre diverse maschere binarie,\footnote{il kernel
+ li mantiene, come i vari identificatori di sez.~\ref{sec:proc_setuid},
+ all'interno della \struct{task\_struct} di ciascun processo (vedi
+ fig.~\ref{fig:proc_task_struct}), nei tre campi \texttt{cap\_effective},
+ \texttt{cap\_inheritable}, \texttt{cap\_permitted} del tipo
+ \texttt{kernel\_cap\_t}; questo è attualmente definito come intero a 32 bit,
+ il che comporta un massimo di 32 \textit{capabilities} distinte.} in cui
+ciascun bit corrisponde ad una capacità diversa; se ne è riportato
+l'elenco,\footnote{si tenga presente che l'elenco delle \textit{capabilities}
+ presentato questa tabella, ripreso dalla relativa pagina di manuale
+ (accessibile con \texttt{man capabilities}) e dalle definizioni in
+ \texttt{sys/capabilities.h}, è quello aggiornato al kernel 2.6.6.} con una
+breve descrizione, ed il nome delle costanti che identificano i singoli bit,
+in tab.~\ref{tab:proc_capabilities}; la tabella è divisa in due parti, la
+prima riporta le \textit{capabilities} previste nella bozza dello standard
+POSIX1.e, la seconda quelle specifiche di Linux.
+
+L'utilizzo di tre distinti insiemi serve a fornire una interfaccia flessibile
+per l'uso delle \textit{capabilities}, con scopi analoghi a quelli per cui
+sono mantenuti i diversi insiemi di identificatori di
+sez.~\ref{sec:proc_setuid}; il loro significato è il seguente:
+\begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
+\item[\textit{effective}] l'insieme delle \textit{capabilities}
+ ``\textsl{effettive}'', cioè di quelle che vengono effettivamente usate dal
+ kernel quando deve eseguire il controllo di accesso per le varie operazioni
+ compiute dal processo.
+\item[\textit{permitted}] l'insieme delle \textit{capabilities}
+ ``\textsl{permesse}'', cioè l'insieme di quelle capacità che un processo
+ \textsl{può} impostare come \textsl{effettive}. Se un processo cancella una
+ capacità da questo insieme non potrà più riassumerla (almeno che non esegua
+ un programma che è \acr{suid} di root).
+\item[\textit{inherited}] l'insieme delle \textit{capabilities}
+ ``\textsl{ereditabili}'', cioè quelle che vengono trasmesse ad un nuovo
+ programma eseguito attraverso una chiamata ad \func{exec} (con l'eccezione
+ del caso che questo sia \acr{suid} di root).
+\label{sec:capabilities_set}
+\end{basedescript}
+
+Oltre a questi tre insiemi, che sono relativi al singolo processo, il kernel
+mantiene un insieme generale valido per tutto il sistema, chiamato
+\itindex{capabilities~bounding~set} \textit{capabilities bounding set}. Ogni
+volta che un programma viene posto in esecuzione con \func{exec} il contenuto
+degli insiemi \textit{effective} e \textit{permitted} vengono mascherati con
+un \textsl{AND} binario del contenuto corrente del \textit{capabilities
+ bounding set}, così che il nuovo processo potrà disporre soltanto delle
+capacità in esso elencate.
+
+Il \textit{capabilities bounding set} è un parametro di sistema, accessibile
+attraverso il contenuto del file \file{/proc/sys/kernel/cap-bound}, che per
+questa sua caratteristica consente di impostare un limite generale alle
+capacità che possono essere accordate ai vari processi. Questo valore può
+essere impostato ad un valore arbitrario esclusivamente dal primo processo
+eseguito nel sistema (di norma cioè da \texttt{/sbin/init}), ogni processo
+eseguito successivamente (cioè con \textsl{pid} diverso da 1) anche se
+eseguito con privilegi di amministratore potrà soltanto rimuovere uno dei bit
+già presenti dell'insieme: questo significa che una volta rimossa una
+\textit{capability} dal \textit{capabilities bounding set} essa non sarà più
+disponibile, neanche per l'amministratore, a meno di un riavvio.
+
+Quando un programma viene messo in esecuzione\footnote{cioè quando viene
+ eseguita la \func{execve} con cui lo si lancia; in corrispondenza di una
+ \func{fork} le \textit{capabilities} non vengono modificate.} esso eredita
+(nel senso che assume negli insiemi \textit{effective} e \textit{permitted})
+le \textit{capabilities} mantenute nell'insieme \textit{inherited}, a meno che
+non sia eseguito un programma \acr{suid} di root o la \func{exec} sia stata
+eseguita da un programma con \textsl{uid} reale zero; in tal caso il programma
+ottiene tutte le \textit{capabilities} presenti nel \textit{capabilities
+ bounding set}. In questo modo si può far si che ad un processo eseguito in
+un secondo tempo possano essere trasmesse solo un insieme limitato di
+capacità, impedendogli di recuperare quelle assenti nell'insieme
+\textit{inherited}. Si tenga presente invece che attraverso una \func{fork}
+vengono mantenute le stesse capacità del processo padre.
+
+Per la gestione delle \textit{capabilities} il kernel mette a disposizione due
+funzioni che permettono rispettivamente di leggere ed impostare i valori dei
+tre insiemi illustrati in precedenza. Queste due funzioni sono \funcd{capget}
+e \funcd{capset} e costituiscono l'interfaccia di gestione basso livello; i
+loro rispettivi prototipi sono:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/capability.h}
+
+ \funcdecl{int capget(cap\_user\_header\_t hdrp, cap\_user\_data\_t datap)}
+ Legge le \textit{capabilities}.
+
+ \funcdecl{int capset(cap\_user\_header\_t hdrp, const cap\_user\_data\_t
+ datap)}
+ Imposta le \textit{capabilities}.
+
+
+ \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}] si è fatto riferimento ad un processo inesistente.
+ \item[\errcode{EPERM}] si è tentato di aggiungere una capacità
+ nell'insieme delle \textit{capabilities} permesse, o di impostare una
+ capacità non presente nell'insieme di quelle permesse negli insieme
+ delle effettive o ereditate, o si è cercato di impostare una
+ \textit{capability} di un altro processo senza avare
+ \const{CAP\_SETPCAP}.
+ \end{errlist}
+ ed inoltre \errval{EFAULT} ed \errval{EINVAL}.
+}
+
+\end{functions}
+
+Queste due funzioni prendono come argomenti due tipi di dati dedicati,
+definiti come puntatori a due strutture specifiche di Linux, illustrate in
+fig.~\ref{fig:cap_kernel_struct}. Per poterle utilizzare occorre anche
+cancellare la macro \macro{\_POSIX\_SOURCE}.\footnote{per farlo occorre
+ utilizzare la direttiva di preprocessore \direct{undef}; si dovrà cioè
+ inserire una istruzione \texttt{\#undef \_POSIX\_SOURCE} prima di includere
+ \texttt{sys/capability.h}.} Si tenga presente che le strutture di
+fig.~\ref{fig:cap_kernel_struct}, come i prototipi delle due funzioni
+\func{capget} e \func{capset}, sono soggette ad essere modificate con il
+cambiamento del kernel (in particolare i tipi di dati delle strutture) ed
+anche se finora l'interfaccia è risultata stabile, non c'è nessuna
+assicurazione che questa venga mantenuta. Pertanto se si vogliono scrivere
+programmi portabili che possano essere eseguiti su qualunque versione del
+kernel è opportuno utilizzare le interfacce di alto livello.
+
+\begin{figure}[!htb]
+ \footnotesize
+ \centering
+ \begin{minipage}[c]{15cm}
+ \includestruct{listati/cap_user_header_t.h}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Definizione delle strutture a cui fanno riferimento i puntatori
+ \structd{cap\_user\_header\_t} e \structd{cap\_user\_data\_t} usati per
+ l'interfaccia di gestione di basso livello delle \textit{capabilities}.}
+ \label{fig:cap_kernel_struct}
+\end{figure}
+
+La struttura a cui deve puntare l'argomento \param{hdrp} serve ad indicare,
+tramite il campo \var{pid}, il processo del quale si vogliono leggere o
+modificare le \textit{capabilities}. Il campo \var{version} deve essere
+impostato al valore della versione delle usata dal kernel (quello indicato
+dalla costante \const{\_LINUX\_CAPABILITY\_VERSION} di
+fig.~\ref{fig:cap_kernel_struct}) altrimenti le funzioni ritorneranno con un
+errore di \errcode{EINVAL}, restituendo nel campo stesso il valore corretto
+della versione in uso. La struttura a cui deve puntare l'argomento
+\param{datap} invece conterrà i valori letti o da impostare per i tre insiemi
+delle capacità del processo.
+
+Dato che le precedenti funzioni, oltre ad essere specifiche di Linux, non
+garantiscono la stabilità nell'interfaccia, è sempre opportuno effettuare la
+gestione delle \textit{capabilities} utilizzando le funzioni di libreria a
+questo dedicate. Queste funzioni, che seguono quanto previsto nelle bozze
+dello standard POSIX.1e, non fanno parte delle \acr{glibc} e sono fornite in
+una libreria a parte,\footnote{la libreria è \texttt{libcap2}, nel caso di
+ Debian può essere installata con il pacchetto omonimo.} pertanto se un
+programma le utilizza si dovrà indicare esplicitamente l'uso della suddetta
+libreria attraverso l'opzione \texttt{-lcap} del compilatore.
+
+Le funzioni dell'interfaccia delle bozze di POSIX.1e prevedono l'uso di uno
+tipo di dato opaco, \type{cap\_t}, come puntatore ai dati mantenuti nel
+cosiddetto \textit{capability state},\footnote{si tratta in sostanza di un
+ puntatore ad una struttura interna utilizzata dalle librerie, i cui campi
+ non devono mai essere acceduti direttamente.} in sono memorizzati tutti i
+dati delle \textit{capabilities}. In questo modo è possibile mascherare i
+dettagli della gestione di basso livello, che potranno essere modificati senza
+dover cambiare le funzioni dell'interfaccia, che faranno riferimento soltanto
+ad oggetti di questo tipo. L'interfaccia pertanto non soltanto fornisce le
+funzioni per modificare e leggere le \textit{capabilities}, ma anche quelle
+per gestire i dati attraverso \type{cap\_t}.
+
+La prima funzione dell'interfaccia è quella che permette di inizializzare un
+\textit{capability state}, allocando al contempo la memoria necessaria per i
+relativi dati. La funzione è \funcd{cap\_init} ed il suo prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/capability.h}
+
+ \funcdecl{cap\_t cap\_init(void)}
+ Crea ed inizializza un \textit{capability state}.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna un valore non nullo in caso di successo e
+ \macro{NULL} in caso di errore, nel qual caso \var{errno} assumerà il
+ valore \errval{ENOMEM}.
+ }
+\end{functions}
+
+La funzione restituisce il puntatore \type{cap\_t} ad uno stato inizializzato
+con tutte le \textit{capabilities} azzerate. In caso di errore (cioè quando
+non c'è memoria sufficiente ad allocare i dati) viene restituito \macro{NULL}
+ed \var{errno} viene impostata a \errval{ENOMEM}. La memoria necessaria a
+mantenere i dati viene automaticamente allocata da \func{cap\_init}, ma dovrà
+essere disallocata esplicitamente quando non più necessaria utilizzando la
+funzione \funcd{cap\_free}, il cui prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/capability.h}
+
+ \funcdecl{int cap\_free(void *obj\_d)}
+ Disalloca la memoria allocata per i dati delle \textit{capabilities}.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
+ errore, nel qual caso \var{errno} assumerà il valore \errval{EINVAL}.
+ }
+\end{functions}
+
+La funzione permette di liberare la memoria allocata dalle altre funzioni
+della libreria sia per un \textit{capability state}, nel qual caso l'argomento
+dovrà essere un dato di tipo \type{cap\_t}, che per una descrizione testuale
+dello stesso,\footnote{cioè quanto ottenuto tramite la funzione
+ \func{cap\_to\_text}.} nel qual caso l'argomento dovrà essere di tipo
+\texttt{char *}. L'argomento \param{obj\_d} deve corrispondere ad un oggetto
+ottenuto tramite altre funzioni della libreria, altrimenti la funzione fallirà
+con un errore di \errval{EINVAL}.
+
+Infine si può creare una copia di un \textit{capability state} ottenuto in
+precedenza tramite la funzione \funcd{cap\_dup}, il cui prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/capability.h}
+
+ \funcdecl{cap\_t cap\_dup(cap\_t cap\_p)}
+ Duplica un \textit{capability state} restituendone una copia.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna un valore non nullo in caso di successo e
+ \macro{NULL} in caso di errore, nel qual caso \var{errno} potrà assumere i
+ valori \errval{ENOMEM} o \errval{EINVAL}.
+ }
+\end{functions}
+
+La funzione crea una copia del \textit{capability state} posto all'indirizzo
+\param{cap\_p} che si è passato come argomento, restituendo il puntatore alla
+copia, che conterrà gli stessi valori delle \textit{capabilities} presenti
+nell'originale. La memoria necessaria viene allocata automaticamente dalla
+funzione. Una volta effettuata la copia i due \textit{capability state}
+potranno essere modificati in maniera completamente indipendente.
+
+Una seconda classe di funzioni di servizio sono quelle per la gestione dei
+dati contenuti all'interno di un \textit{capability state}; la prima di esse è
+\funcd{cap\_clear}, il cui prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/capability.h}
+
+ \funcdecl{int cap\_clear(cap\_t cap\_p)}
+ Inizializza un \textit{capability state} cancellando tutte le
+ \textit{capabilities}.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
+ errore, nel qual caso \var{errno} assumerà il valore \errval{EINVAL}.
+ }
+\end{functions}
+
+La funzione si limita ad azzerare tutte le \textit{capabilities} presenti nel
+\textit{capability state} all'indirizzo \param{cap\_p} passato come argomento,
+restituendo uno stato \textsl{vuoto}, analogo a quello che si ottiene nella
+creazione con \func{cap\_init}.
+
+Per la gestione dei valori delle \textit{capabilities} presenti in un
+\textit{capability state} l'interfaccia prevede due funzioni,
+\funcd{cap\_get\_flag} e \funcd{cap\_set\_flag}, che permettono
+rispettivamente di leggere o impostare il valore di un flag delle
+\textit{capabilities}; i rispettivi prototipi sono:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/capability.h}
+
+ \funcdecl{int cap\_get\_flag(cap\_t cap\_p, cap\_value\_t cap, cap\_flag\_t
+ flag, cap\_flag\_value\_t *value\_p)}
+ Legge il valore di una \textit{capability}.
+
+ \funcdecl{int cap\_set\_flag(cap\_t cap\_p, cap\_flag\_t flag, int ncap,
+ cap\_value\_t *caps, cap\_flag\_value\_t value)}
+ Imposta il valore di una \textit{capability}.
+
+ \bodydesc{Le funzioni ritornano 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
+ errore, nel qual caso \var{errno} assumerà il valore \errval{EINVAL}.
+}
+\end{functions}
+
+In entrambe le funzioni l'argomento \param{cap\_p} indica il puntatore al
+\textit{capability state} su cui operare, mentre l'argomento \param{flag}
+indica su quale dei tre insiemi illustrati a
+pag.~\pageref{sec:capabilities_set} si intende operare. Questi devono essere
+specificati con una variabile di tipo \type{cap\_flag\_t} che può assumere
+esclusivamente\footnote{si tratta in effetti di un tipo enumerato, come si può
+ verificare dalla sua definizione che si trova in
+ \texttt{/usr/include/sys/capability.h}.} uno dei valori illustrati in
+tab.~\ref{tab:cap_set_identifier}.
+
+\begin{table}[htb]
+ \centering
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}[c]{|l|l|}
+ \hline
+ \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
+ \hline
+ \hline
+ \const{CAP\_EFFECTIVE} & Capacità dell'insieme \textsl{effettivo}.\\
+ \const{CAP\_PERMITTED} & Capacità dell'insieme \textsl{permesso}.\\
+ \const{CAP\_INHERITABLE}& Capacità dell'insieme \textsl{ereditabile}.\\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Valori possibili per il tipo di dato \type{cap\_flag\_t} che
+ identifica gli insiemi delle \textit{capabilities}.}
+ \label{tab:cap_set_identifier}
+\end{table}
+
+La capacità che si intende controllare o impostare invece deve essere
+specificata attraverso una variabile di tipo \type{cap\_value\_t}, che può
+prendere come valore uno qualunque di quelli riportati in
+tab.~\ref{tab:proc_capabilities}, in questo caso però non è possibile
+combinare diversi valori in una maschera binaria, una variabile di tipo
+\type{cap\_value\_t} deve indicare una sola capacità.\footnote{nel file di
+ header citato nella nota precedente il tipo \type{cap\_value\_t} è definito
+ come \ctyp{int}, ma i valori validi sono soltanto quelli di
+ tab.~\ref{tab:proc_capabilities}.} Infine lo stato di una capacità è
+descritto ad una variabile di tipo \type{cap\_flag\_value\_t}, che a sua volta
+può assumere soltanto uno\footnote{anche questo è un tipo enumerato.} dei
+valori di tab.~\ref{tab:cap_value_type}.
+
+\begin{table}[htb]
+ \centering
+ \footnotesize
+ \begin{tabular}[c]{|l|l|}
+ \hline
+ \textbf{Valore} & \textbf{Significato} \\
+ \hline
+ \hline
+ \const{CAP\_CLEAR}& La capacità non è impostata.\\
+ \const{CAP\_SET} & La capacità è impostata.\\
+ \hline
+ \end{tabular}
+ \caption{Valori possibili per il tipo di dato \type{cap\_flag\_value\_t} che
+ indica lo stato di una capacità.}
+ \label{tab:cap_value_type}
+\end{table}
+
+La funzione \func{cap\_get\_flag} legge lo stato della capacità indicata
+dall'argomento \param{cap} all'interno dell'insieme indicato dall'argomento
+\param{flag} e ne restituisce il valore nella variabile posta all'indirizzo
+puntato dall'argomento \param{value\_p}; è possibile cioè leggere soltanto uno
+stato di una capacità alla volta.
+
+La funzione \func{cap\_set\_flag} può invece impostare in una sola chiamata
+più capacità, anche se solo all'interno dello stesso insieme; per questo essa
+prende un vettore di valori di tipo \type{cap\_value\_t} nell'argomento
+\param{caps}, la cui dimensione è specificata dall'argomento \param{ncap}. Il
+tipo di impostazione da eseguire (cancellazione o impostazione) viene indicato
+dall'argomento \param{value}.
+
+Per la visualizzazione dello stato delle \textit{capabilities} l'interfaccia
+prevede una funzione apposita, \funcd{cap\_to\_text}, il cui prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/capability.h}
+
+ \funcdecl{char * cap\_to\_text(cap\_t caps, ssize\_t * length\_p)}
+
+ Genera una visualizzazione testuale delle \textit{capabilities}.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna un puntatore alla stringa con la descrizione
+ delle \textit{capabilities} in caso di successo e \val{NULL} in caso di
+ errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori \errval{EINVAL} o
+ \errval{ENOMEM}.
+ }
+\end{functions}
+
+La funzione ritorna l'indirizzo di una stringa contente la descrizione
+testuale del contenuto del \textit{capabilities state} \param{caps} passato
+come argomento, e, qualora l'argomento \param{length\_p} sia diverso da
+\val{NULL}, restituisce nella variabile intera da questo puntata la lunghezza
+della stringa. La stringa restituita viene allocata automaticamente dalla
+funzione e deve essere liberata con \func{cap\_free}.
+
+Fin quei abbiamo trattato delle funzioni di manipolazione dei
+\textit{capabilities state}; quando si vuole eseguire la lettura delle
+\textit{capabilities} del processo corrente si deve usare la funzione
+\funcd{cap\_get\_proc}, il cui prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/capability.h}
+
+ \funcdecl{cap\_t cap\_get\_proc(void)}
+ Legge le \textit{capabilities} del processo corrente.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna un valore diverso da \val{NULL} in caso di
+ successo e \val{NULL} in caso di errore, nel qual caso \var{errno} può
+ assumere i valori \errval{EINVAL}, \errval{EPERM} o \errval{ENOMEM}. }
+\end{functions}
+
+La funzione legge il valore delle \textit{capabilities} del processo corrente
+e restituisce il puntatore ad un \textit{capabilities state} contenente il
+risultato, che provvede ad allocare autonomamente, e che occorrerà liberare
+con \func{cap\_free} quando non sarà più utilizzato.
+
+Se invece si vogliono leggere le \textit{capabilities} di un processo
+specifico occorre usare la funzione \funcd{capgetp}, il cui
+prototipo\footnote{su alcune pagine di manuale la funzione è descritta con un
+ prototipo sbagliato, che prevede un valore di ritorno di tipo \type{cap\_t},
+ ma il valore di ritorno è intero, come si può verificare anche dalla
+ dichiarazione della stessa in \texttt{sys/capability.h}.} è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/capability.h}
+
+ \funcdecl{int capgetp(pid\_t pid, cap\_t cap\_d)}
+ Legge le \textit{capabilities} del processo indicato da \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 \errval{EINVAL},
+ \errval{EPERM} o \errval{ENOMEM}.
+ }
+\end{functions}
+
+La funzione legge il valore delle \textit{capabilities} del processo indicato
+con l'argomento \param{pid}, salvando il risultato nel \textit{capabilities
+ state} all'indirizzo \param{cap\_d} che deve essere stato creato in
+precedenza. Qualora il processo non esista si avrà un errore di
+\errval{ESRCH}. Gli stessi valori possono essere letti direttamente nel
+filesystem \textit{proc}, nei file \texttt{/proc/<pid>/status}; ad esempio per
+\texttt{init} si otterrà qualcosa del tipo:
+\begin{Verbatim}
+...
+CapInh: 0000000000000000
+CapPrm: 00000000fffffeff
+CapEff: 00000000fffffeff
+\end{Verbatim}
+
+Infine per impostare le \textit{capabilities} del processo corrente (non
+esiste una funzione che permetta di cambiare le \textit{capabilities} di un
+altro processo) si deve usare la funzione \funcd{cap\_set\_proc}, il cui
+prototipo è:
+\begin{functions}
+ \headdecl{sys/capability.h}
+
+ \funcdecl{int cap\_set\_proc(cap\_t cap\_p)}
+ Imposta le \textit{capabilities} del processo corrente.
+
+ \bodydesc{La funzione ritorna 0 in caso di successo e $-1$ in caso di
+ errore, nel qual caso \var{errno} può assumere i valori \errval{EINVAL},
+ \errval{EPERM} o \errval{ENOMEM}.
+ }
+\end{functions}
+
+La funzione modifica le \textit{capabilities} del processo corrente secondo
+quanto specificato con l'argomento \param{cap\_p}, posto che questo sia
+possibile nei termini spiegati in precedenza (non sarà ad esempio possibile
+impostare capacità non presenti nell'insieme di quelle permesse). In caso di
+successo i nuovi valori saranno effettivi al ritorno della funzione, in caso
+di fallimento invece lo stato delle capacità resterà invariato. Si tenga
+presente che \textsl{tutte} le capacità specificate tramite \param{cap\_p}
+devono essere permesse; se anche una sola non lo è la funzione fallirà, e per
+quanto appena detto, lo stato delle \textit{capabilities} non verrà modificato
+(neanche per le parti eventualmente permesse).
+
+Come esempio di utilizzo di queste funzioni nei sorgenti allegati alla guida
+si è distribuito il programma \texttt{getcap.c}, che consente di leggere le
+\textit{capabilities} del processo corrente\footnote{vale a dire di sé stesso,
+ quando lo si lancia, il che può sembrare inutile, ma serve a mostrarci quali
+ sono le \textit{capabilities} standard che ottiene un processo lanciato
+ dalla riga di comando.} o tramite l'opzione \texttt{-p}, quelle di un
+processo qualunque il cui pid viene passato come parametro dell'opzione.
+
+\begin{figure}[htb]
+ \footnotesize \centering
+ \begin{minipage}[c]{15cm}
+ \includecodesample{listati/getcap.c}
+ \end{minipage}
+ \normalsize
+ \caption{Corpo principale del programma \texttt{getcap.c}.}
+ \label{fig:proc_getcap}
+\end{figure}
+
+La sezione principale del programma è riportata in fig.~\ref{fig:proc_getcap},
+e si basa su una condizione sulla variabile \var{pid} che se si è usato
+l'opzione \texttt{-p} è impostata (nella sezione di gestione delle opzioni,
+che si è tralasciata) al valore del \textsl{pid} del processo di cui si vuole
+leggere le \textit{capabilities} e nulla altrimenti. Nel primo caso
+(\texttt{\small 1--6}) si utilizza direttamente (\texttt{\small 2})
+\func{cap\_get\_proc} per ottenere lo stato delle capacità del processo, nel
+secondo (\texttt{\small 7--14}) prima si inizializza (\texttt{\small 8}) uno
+stato vuoto e poi (\texttt{\small 9}) si legge il valore delle capacità del
+processo indicato.
+
+Il passo successivo è utilizzare (\texttt{\small 16}) \func{cap\_to\_text} per
+tradurre in una stringa lo stato, e poi (\texttt{\small 17}) stamparlo; infine
+(\texttt{\small 19--20}) si libera la memoria allocata dalle precedenti
+funzioni con \func{cap\_free} per poi ritornare dal ciclo principale della
+funzione.
+
+\itindend{capabilities}
\label{sec:proc_priority}
In questa sezione tratteremo più approfonditamente i meccanismi con il quale
-lo \textit{scheduler}\index{\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.
+lo \textit{scheduler}\itindex{scheduler} assegna la CPU ai vari processi
+attivi. In particolare prenderemo in esame i vari meccanismi con cui viene
+gestita l'assegnazione del tempo di CPU, ed illustreremo le varie funzioni di
+gestione.
\subsection{I meccanismi di \textit{scheduling}}
\label{sec:proc_sched}
+\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
cui non esiste un meccanismo che sia valido per tutti gli usi.
La caratteristica specifica di un sistema multitasking come Linux è quella del
-cosiddetto \textit{prehemptive multitasking}: questo significa che al
-contrario di altri sistemi (che usano invece il cosiddetto \textit{cooperative
+cosiddetto \itindex{prehemptive~multitasking}\textit{prehemptive
+ 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}\index{\textit{scheduler}}, il cui
-scopo è quello di distribuire al meglio il tempo di CPU fra i vari processi.
+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
nell'esecuzione.
Il meccanismo usato da Linux è piuttosto semplice,\footnote{in realtà nella
- serie 2.6.x lo \textit{scheduler} è stato riscritto da zero e può 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 al volo, che comunque non è
- incluso nel kernel ufficiale).} ad ogni processo è assegnata una
-\textit{time-slice}, cioè un intervallo di tempo (letteralmente una fetta) per
-il quale esso deve essere eseguito. Il valore della \textit{time-slice} è
-controllato dalla cosiddetta \textit{nice} (o \textit{niceness}) del processo.
-Essa è contenuta nel campo \var{nice} di \struct{task\_struct}; tutti i
-processi vengono creati con lo stesso valore, ed essa specifica il valore
-della durata iniziale della \textit{time-slice} che viene assegnato ad un
-altro campo della struttura (\var{counter}) quando il processo viene eseguito
-per la prima volta e diminuito progressivamente ad ogni interruzione del
-timer.
-
-Durante la sua esecuzione lo scheduler\index{\textit{scheduler}} scandisce la
-coda dei processi in stato \textit{runnable} associando, in base al valore di
-\var{counter}, un peso ad ogni processo in attesa di esecuzione,\footnote{il
- calcolo del peso in realtà è un po' più complicato, ad esempio nei sistemi
- multiprocessore viene favorito un processo eseguito sulla stessa CPU, e a
- parità del valore di \var{counter} viene favorito chi ha una priorità più
- elevata.} chi ha il peso più alto verrà posto in esecuzione, ed il
-precedente processo sarà spostato in fondo alla coda. Dato che ad ogni
-interruzione del timer il valore di \var{counter} del processo corrente viene
-diminuito, questo assicura che anche i processi con priorità più bassa
-verranno messi in esecuzione.
+ serie 2.6.x lo scheduler è stato riscritto da zero e può 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 al volo, che comunque non è incluso nel
+ kernel ufficiale).} ad ogni processo è assegnata una \textit{time-slice},
+cioè un intervallo di tempo (letteralmente una fetta) per il quale esso deve
+essere eseguito. Il valore della \textit{time-slice} è controllato dalla
+cosiddetta \textit{nice} (o \textit{niceness}) del processo. Essa è contenuta
+nel campo \var{nice} di \struct{task\_struct}; tutti i processi vengono creati
+con lo stesso valore, ed essa specifica il valore della durata iniziale della
+\textit{time-slice} che viene assegnato ad un altro campo della struttura
+(\var{counter}) quando il processo viene eseguito per la prima volta e
+diminuito progressivamente ad ogni interruzione del timer.
+
+Durante la sua esecuzione lo scheduler scandisce la coda dei processi in stato
+\textit{runnable} associando, in base al valore di \var{counter}, un peso ad
+ogni processo in attesa di esecuzione,\footnote{il calcolo del peso in realtà
+ è un po' più complicato, ad esempio nei sistemi multiprocessore viene
+ favorito un processo eseguito sulla stessa CPU, e a parità del valore di
+ \var{counter} viene favorito chi ha una priorità più elevata.} chi ha il
+peso più alto verrà posto in esecuzione, ed il precedente processo sarà
+spostato in fondo alla coda. Dato che ad ogni interruzione del timer il
+valore di \var{counter} del processo corrente viene diminuito, questo assicura
+che anche i processi con priorità più bassa verranno messi in esecuzione.
La priorità di un processo è così controllata attraverso il valore di
\var{nice}, che stabilisce la durata della \textit{time-slice}; per il
\param{which} & \param{who} & \textbf{Significato} \\
\hline
\hline
- \const{PRIO\_PROCESS} & \type{pid\_t} & processo \\
- \const{PRIO\_PRGR} & \type{pid\_t} & process group \\
- \const{PRIO\_USER} & \type{uid\_t} & utente \\
+ \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
Adeos gestiti dalle code del nano-kernel), in modo da poterli controllare
direttamente qualora ci sia la necessità di avere un processo con priorità
più elevata di un \textit{interrupt handler}.} mentre con l'incorrere in un
-page fault\index{\textit{page~fault}} si possono avere ritardi non previsti.
+\textit{page fault}\itindex{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
cui si sia assegnata la massima priorità assoluta, in modo da poter essere
comunque in grado di rientrare nel sistema.
-Quando c'è un processo con priorità assoluta lo
-scheduler\index{\textit{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 scelto; lo standard ne prevede
-due:
+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[\textit{FIFO}] \textit{First In First Out}. Il processo viene eseguito
fintanto che non cede volontariamente la CPU (con \func{sched\_yield}), si
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
-dell'\textsl{effetto ping-pong}.\index{\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}.
+dell'\textsl{effetto ping-pong}.\index{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
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.
+disponibile.
+\itindbeg{CPU~affinity}
Per ovviare a questo tipo di problemi è nato il concetto di \textsl{affinità
- di processore} (o \index{\textit{CPU~affinity}}\textit{CPU affinity}); la
+ 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 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.
+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
\texttt{len} è stato eliminato, successivamente si è introdotta la versione
riportata con però un secondo argomento di tipo \texttt{size\_t cpusetsize}
(anche questa citata nella pagina di manuale); la versione citata è quella
- riportata nel manuale delle \textsl{glibc} e corripondente alla definizione
+ riportata nel manuale delle \textsl{glibc} e corrispondente alla definizione
presente in \file{sched.h}.} è:
\begin{prototype}{sched.h}
{int sched\_setaffinity (pid\_t pid, const cpu\_set\_t *cpuset)}
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 standardardizzazione per
+ \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
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
-paricolari.
+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}
+
\section{Problematiche di programmazione multitasking}
In un ambiente multitasking il concetto è essenziale, dato che un processo può
essere interrotto in qualunque momento dal kernel che mette in esecuzione un
altro processo o dalla ricezione di un segnale; occorre pertanto essere
-accorti nei confronti delle possibili
-\textit{race condition}\index{\textit{race~condition}} (vedi
-sez.~\ref{sec:proc_race_cond}) derivanti da operazioni interrotte in una fase
-in cui non erano ancora state completate.
+accorti nei confronti delle possibili \textit{race
+ condition}\itindex{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
\subsection{Le \textit{race condition} ed i \textit{deadlock}}
\label{sec:proc_race_cond}
-\index{\textit{race~condition}|(}
+\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
condivisa. In questi casi, se non si dispone della possibilità di eseguire
atomicamente le operazioni necessarie, occorre che quelle parti di codice in
cui si compiono le operazioni sulle risorse condivise (le cosiddette
-\textsl{sezioni critiche}\index{sezioni~critiche}) del programma, siano
+\textsl{sezioni critiche}\index{sezione~critica}) del programma, siano
opportunamente protette da meccanismi di sincronizzazione (torneremo su queste
problematiche di questo tipo in cap.~\ref{cha:IPC}).
-\index{\textit{deadlock}|(}
+\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
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.
-\index{\textit{race~condition}|)}
-\index{\textit{deadlock}|)}
+\itindend{race~condition}
+\itindend{deadlock}
\subsection{Le funzioni rientranti}
delle funzioni all'interno dei gestori dei segnali.
Fintanto che una funzione opera soltanto con le variabili locali è rientrante;
-queste infatti vengono allocate nello stack, e un'altra invocazione non fa
-altro che allocarne un'altra copia. Una funzione può non essere rientrante
-quando opera su memoria che non è nello stack. Ad esempio una funzione non è
-mai rientrante se usa una variabile globale o statica.
+queste infatti vengono allocate nello \itindex{stack} 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}
+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
\code{\_r} al nome della versione normale.
-
%%% Local Variables:
%%% mode: latex
%%% TeX-master: "gapil"
%%% End:
+
+% 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 threads thread Ingo Molnar ppid getpid getppid sys unistd LD
+% 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 prehemptive cache runnable Stopped
+% LocalWords: Uninterrutible SIGSTOP soft slice nice niceness counter which SC
+% LocalWords: getpriority who setpriority RTLinux RTAI Adeos fault FIFO First
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