Questa è la ragione per cui l'implementazione dei segnali secondo questa
semantica viene chiamata \textsl{inaffidabile}; infatti la ricezione del
segnale e la reinstallazione del suo gestore non sono operazioni atomiche, e
-sono sempre possibili delle race condition\index{\textit{race~condition}}
+sono sempre possibili delle \textit{race condition}\itindex{race~condition}
(sull'argomento vedi quanto detto in sez.~\ref{sec:proc_multi_prog}).
Un altro problema è che in questa semantica non esiste un modo per bloccare i
\textit{delivered}) quando viene eseguita l'azione per esso prevista, mentre
per tutto il tempo che passa fra la generazione del segnale e la sua consegna
esso è detto \textsl{pendente} (o \textit{pending}). In genere questa
-procedura viene effettuata dallo scheduler\index{\textit{scheduler}} quando,
+procedura viene effettuata dallo scheduler\itindex{scheduler} quando,
riprendendo l'esecuzione del processo in questione, verifica la presenza del
segnale nella \struct{task\_struct} e mette in esecuzione il gestore.
Normalmente l'invio al processo che deve ricevere il segnale è immediato ed
avviene non appena questo viene rimesso in esecuzione dallo
-scheduler\index{\textit{scheduler}} che esegue l'azione specificata. Questo a
-meno che il segnale in questione non sia stato bloccato prima della notifica,
-nel qual caso l'invio non avviene ed il segnale resta \textsl{pendente}
+scheduler\itindex{scheduler} che esegue l'azione specificata. Questo a meno
+che il segnale in questione non sia stato bloccato prima della notifica, nel
+qual caso l'invio non avviene ed il segnale resta \textsl{pendente}
indefinitamente. Quando lo si sblocca il segnale \textsl{pendente} sarà subito
notificato. Si tenga presente però che i segnali \textsl{pendenti} non si
accodano, alla generazione infatti il kernel marca un flag nella
Un programma può specificare queste scelte usando le due funzioni
\func{signal} e \func{sigaction} (vedi sez.~\ref{sec:sig_signal} e
-sez.~\ref{sec:sig_sigaction}). Se si è installato un gestore sarà
-quest'ultimo ad essere eseguito alla notifica del segnale. Inoltre il sistema
-farà si che mentre viene eseguito il gestore di un segnale, quest'ultimo
-venga automaticamente bloccato (così si possono evitare race
-condition\index{\textit{race~condition}}).
+sez.~\ref{sec:sig_sigaction}). Se si è installato un gestore sarà quest'ultimo
+ad essere eseguito alla notifica del segnale. Inoltre il sistema farà si che
+mentre viene eseguito il gestore di un segnale, quest'ultimo venga
+automaticamente bloccato (così si possono evitare \textit{race
+ condition}\itindex{race~condition}).
Nel caso non sia stata specificata un'azione, viene utilizzata l'azione
standard che (come vedremo in sez.~\ref{sec:sig_standard}) è propria di ciascun
Ciascun segnale è identificato rispetto al sistema da un numero, ma l'uso
diretto di questo numero da parte dei programmi è da evitare, in quanto esso
-può variare a seconda dell'implementazione del sistema, e nel caso si Linux,
+può variare a seconda dell'implementazione del sistema, e nel caso di Linux,
anche a seconda dell'architettura hardware.
Per questo motivo ad ogni segnale viene associato un nome, definendo con una
macro di preprocessore una costante uguale al suddetto numero. Sono questi
\label{sec:sig_prog_error}
Questi segnali sono generati quando il sistema, o in certi casi direttamente
-l'hardware (come per i \textit{page fault} non validi) rileva un qualche
-errore insanabile nel programma in esecuzione. In generale la generazione di
-questi segnali significa che il programma ha dei gravi problemi (ad esempio ha
-dereferenziato un puntatore non valido o ha eseguito una operazione aritmetica
-proibita) e l'esecuzione non può essere proseguita.
+l'hardware (come per i \itindex{page~fault}\textit{page fault} non validi)
+rileva un qualche errore insanabile nel programma in esecuzione. In generale
+la generazione di questi segnali significa che il programma ha dei gravi
+problemi (ad esempio ha dereferenziato un puntatore non valido o ha eseguito
+una operazione aritmetica proibita) e l'esecuzione non può essere proseguita.
In genere si intercettano questi segnali per permettere al programma di
terminare in maniera pulita, ad esempio per ripristinare le impostazioni della
interruzione per il programma. È quello che viene generato di default dal
comando \cmd{kill} o dall'invio sul terminale del carattere di controllo
INTR (interrupt, generato dalla sequenza \cmd{C-c}).
-\item[\const{SIGQUIT}] È analogo a \const{SIGINT} con la differenze che è
- controllato da un'altro carattere di controllo, QUIT, corrispondente alla
+\item[\const{SIGQUIT}] È analogo a \const{SIGINT} con la differenza che è
+ controllato da un altro carattere di controllo, QUIT, corrispondente alla
sequenza \verb|C-\|. A differenza del precedente l'azione predefinita, oltre
alla terminazione del processo, comporta anche la creazione di un core dump.
direttamente con una delle costanti definite in sez.~\ref{sec:sig_standard}. Il
gestore \param{handler} invece, oltre all'indirizzo della funzione da chiamare
all'occorrenza del segnale, può assumere anche i due valori costanti
-\const{SIG\_IGN} con cui si dice ignorare il segnale e \const{SIG\_DFL} per
+\const{SIG\_IGN} con cui si dice di ignorare il segnale e \const{SIG\_DFL} per
reinstallare l'azione predefinita.\footnote{si ricordi però che i due segnali
\const{SIGKILL} e \const{SIGSTOP} non possono essere né ignorati né
intercettati; l'uso di \const{SIG\_IGN} per questi segnali non ha alcun
La funzione inoltre ritorna il numero di secondi rimanenti all'invio
dell'allarme programmato in precedenza. In questo modo è possibile controllare
-se non si è cancellato un precedente allarme ed predisporre eventuali misure
+se non si è cancellato un precedente allarme e predisporre eventuali misure
che permettano di gestire il caso in cui servono più interruzioni.
In sez.~\ref{sec:sys_unix_time} abbiamo visto che ad ogni processo sono
itimerval *value, struct itimerval *ovalue)}
Predispone l'invio di un segnale di allarme alla scadenza dell'intervallo
- \param{value} sul timer specificato da \func{which}.
+ \param{value} sul timer specificato da \param{which}.
\bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori \errval{EINVAL} o
\begin{prototype}{sys/time.h}{int getitimer(int which, struct
itimerval *value)}
- Legge in \param{value} il valore del timer specificato da \func{which}.
+ Legge in \param{value} il valore del timer specificato da \param{which}.
\bodydesc{La funzione restituisce 0 in caso di successo e -1 in caso di
errore e restituisce gli stessi errori di \func{getitimer}}
\func{abort} a farlo al ritorno dello stesso. Inoltre, sempre seguendo lo
standard POSIX, prima della terminazione tutti i file aperti e gli stream
saranno chiusi ed i buffer scaricati su disco. Non verranno invece eseguite le
-eventuali funzioni registrate con \func{at\_exit} e \func{on\_exit}.
+eventuali funzioni registrate con \func{atexit} e \func{on\_exit}.
\subsection{Le funzioni di pausa e attesa}
nanosecondo, la precisione di \func{nanosleep} è determinata dalla risoluzione
temporale del timer di sistema. Perciò la funzione attenderà comunque il tempo
specificato, ma prima che il processo possa tornare ad essere eseguito
-occorrerà almeno attendere il successivo giro di
-scheduler\index{\textit{scheduler}} e cioè un tempo che a seconda dei casi può
-arrivare fino a 1/\const{HZ}, (sempre che il sistema sia scarico ed il
-processa venga immediatamente rimesso in esecuzione); per questo motivo il
-valore restituito in \param{rem} è sempre arrotondato al multiplo successivo
-di 1/\const{HZ}.
+occorrerà almeno attendere il successivo giro di scheduler\itindex{scheduler}
+e cioè un tempo che a seconda dei casi può arrivare fino a 1/\const{HZ},
+(sempre che il sistema sia scarico ed il processa venga immediatamente rimesso
+in esecuzione); per questo motivo il valore restituito in \param{rem} è sempre
+arrotondato al multiplo successivo di 1/\const{HZ}.
In realtà è possibile ottenere anche pause più precise del centesimo di
secondo usando politiche di scheduling real-time come \const{SCHED\_FIFO} o
Le funzioni esaminate finora fanno riferimento alle modalità più elementari
della gestione dei segnali; non si sono pertanto ancora prese in
-considerazione le tematiche più complesse, collegate alle varie race
-condition\index{\textit{race~condition}} che i segnali possono generare e alla
+considerazione le tematiche più complesse, collegate alle varie \textit{race
+ condition}\itindex{race~condition} che i segnali possono generare e alla
natura asincrona degli stessi.
Affronteremo queste problematiche in questa sezione, partendo da un esempio
Questo codice però, a parte il non gestire il caso in cui si è avuta una
precedente chiamata a \func{alarm} (che si è tralasciato per brevità),
-presenta una pericolosa race condition\index{\textit{race~condition}}.
+presenta una pericolosa \textit{race condition}\itindex{race~condition}.
Infatti, se il processo viene interrotto fra la chiamata di \func{alarm} e
\func{pause}, può capitare (ad esempio se il sistema è molto carico) che il
tempo di attesa scada prima dell'esecuzione di quest'ultima, cosicché essa
sarebbe eseguita dopo l'arrivo di \const{SIGALRM}. In questo caso ci si
-troverebbe di fronte ad un deadlock\index{\textit{deadlock}}, in quanto
-\func{pause} non verrebbe mai più interrotta (se non in caso di un altro
-segnale).
+troverebbe di fronte ad un deadlock\itindex{deadlock}, in quanto \func{pause}
+non verrebbe mai più interrotta (se non in caso di un altro segnale).
Questo problema può essere risolto (ed è la modalità con cui veniva fatto in
SVr2) usando la funzione \func{longjmp} (vedi sez.~\ref{sec:proc_longjmp}) per
Questo è il tipico esempio di caso, già citato in
sez.~\ref{sec:proc_race_cond}, in cui si genera una
-\index{\textit{race~condition}}race condition; infatti, in una situazione in
+\itindex{race~condition}\textit{race condition}; infatti, in una situazione in
cui un segnale è già arrivato (e \var{flag} è già ad 1) se un altro segnale
segnale arriva immediatamente dopo l'esecuzione del controllo (\texttt{\small
6}) ma prima della cancellazione del flag (\texttt{\small 7}), la sua
\subsection{Gli \textsl{insiemi di segnali} o \textit{signal set}}
\label{sec:sig_sigset}
-\index{\textit{signal~set}|(}
+\itindbeg{signal~set}
+
Come evidenziato nel paragrafo precedente, le funzioni di gestione dei segnali
originarie, nate con la semantica inaffidabile, hanno dei limiti non
superabili; in particolare non è prevista nessuna funzione che permetta di
insieme completo ottenuto con \func{sigfillset}. Infine \func{sigismember}
permette di verificare la presenza di uno specifico segnale in un
insieme.
-\index{\textit{signal~set}|)}
+\itindend{signal~set}
\subsection{La funzione \func{sigaction}}
\includecodesample{listati/Signal.c}
\end{minipage}
\normalsize
- \caption{La funzione \funcd{Signal}, equivalente a \func{signal}, definita
+ \caption{La funzione \func{Signal}, equivalente a \func{signal}, definita
attraverso \func{sigaction}.}
\label{fig:sig_Signal_code}
\end{figure}
\textit{signal mask}}
\label{sec:sig_sigmask}
-\index{\textit{signal mask}|(}
+\itindbeg{signal~mask}
Come spiegato in sez.~\ref{sec:sig_semantics} tutti i moderni sistemi unix-like
permettono di bloccare temporaneamente (o di eliminare completamente,
impostando \const{SIG\_IGN} come azione) la consegna dei segnali ad un
è che in molti casi è necessario proteggere delle sezioni di codice (nel caso
in questione la sezione fra il controllo e la eventuale cancellazione del flag
che testimoniava l'avvenuta occorrenza del segnale) in modo da essere sicuri
-che essi siano eseguiti senza interruzioni.
+che essi siano eseguite senza interruzioni.
Le operazioni più semplici, come l'assegnazione o il controllo di una
variabile (per essere sicuri si può usare il tipo \type{sig\_atomic\_t}) di
perduta alla conclusione del terminatore.
Benché con l'uso di \func{sigprocmask} si possano risolvere la maggior parte
-dei casi di race condition\index{\textit{race~condition}} restano aperte
+dei casi di \textit{race condition}\itindex{race~condition} restano aperte
alcune possibilità legate all'uso di \func{pause}; il caso è simile a quello
del problema illustrato nell'esempio di fig.~\ref{fig:sig_sleep_incomplete}, e
cioè la possibilità che il processo riceva il segnale che si intende usare per
\var{sleep\_mask} per riattivare \const{SIGALRM} all'esecuzione di
\func{sigsuspend}.
-In questo modo non sono più possibili race
-condition\index{\textit{race~condition}} dato che \const{SIGALRM} viene
+In questo modo non sono più possibili \textit{race
+ condition}\itindex{race~condition} dato che \const{SIGALRM} viene
disabilitato con \func{sigprocmask} fino alla chiamata di \func{sigsuspend}.
Questo metodo è assolutamente generale e può essere applicato a qualunque
altra situazione in cui si deve attendere per un segnale, i passi sono sempre
\end{enumerate*}
Per quanto possa sembrare strano bloccare la ricezione di un segnale per poi
riabilitarla immediatamente dopo, in questo modo si evita il
-deadlock\index{\textit{deadlock}} dovuto all'arrivo del segnale prima
-dell'esecuzione di \func{sigsuspend}.
-\index{\textit{signal mask}|)}
+deadlock\itindex{deadlock} dovuto all'arrivo del segnale prima dell'esecuzione
+di \func{sigsuspend}.
+
+\itindend{signal~mask}
\subsection{Ulteriori funzioni di gestione}
Il comportamento della funzione è analogo a quello di \func{kill}, ed i
privilegi occorrenti ad inviare il segnale ad un determinato processo sono gli
-stessi; un valore nullo di \func{signo} permette di verificare le condizioni
+stessi; un valore nullo di \param{signo} permette di verificare le condizioni
di errore senza inviare nessun segnale.
Se il segnale è bloccato la funzione ritorna immediatamente, se si è