Dupliquer un descripteur de fichier¶

F_DUPFD (int)

Dupliquer le descripteur de fichier fd en utilisant le plus petit numéro de descripteur de fichier libre supérieur ou égal à arg. Cela est différent de dup2(2), qui utilise exactement le descripteur de fichier transmis.

En cas de réussite, le nouveau descripteur de fichier est renvoyé.

Consultez dup(2) pour plus d'informations.

F_DUPFD_CLOEXEC (int ; depuis Linux 2.6.24)

Comme pour F_DUPFD, mais positionner en plus l'attribut « close-on-exec » pour le descripteur de fichier dupliqué. Indiquer cet attribut permet à un programme d'éviter une opération F_SETFD de fcntl() supplémentaire pour positionner l'attribut FD_CLOEXEC. Pour une explication sur ce en quoi cet attribut est utile, consultez la description de O_CLOEXEC dans open(2).

Attributs du descripteur de fichier¶

Les opérations suivantes manipulent les attributs associés à un descripteur de fichier. Actuellement, un seul attribut est défini : il s'agit de FD_CLOEXEC, l'attribut « close‐on‐exec ». Si le bit FD_CLOEXEC est positionné, le descripteur de fichier sera automatiquement fermé lors d'un execve(2) réussi (si execve(2) échoue, le descripteur de fichier reste ouvert). Si le bit FD_CLOEXEC n'est pas positionné, le descripteur de fichier restera ouvert à la fin d’un execve(2).

F_GETFD (void)

Renvoyer (en tant que résultat de la fonction) les attributs du descripteur de fichier ; arg est ignoré.

F_SETFD (int)

Positionner les attributs du descripteur de fichier avec la valeur précisée par arg.

Dans un programme multithreadé, l'utilisation simultanée dans un thread de fcntl() avec F_SETFD afin de définir l'attribut « close-on-exec » (FD_CLOEXEC), et de fork(2) suivi de execve(2) dans un autre thread rend le programme vulnérable à une condition de concurrence pouvant provoquer la divulgation du descripteur de fichier dans le programme exécuté dans le processus enfant. Consultez les détails de l'attribut O_CLOEXEC dans open(2) qui décrivent une solution à ce problème.

Attribut d'état du fichier¶

Un descripteur de fichier dispose de certains attributs d’état, initialisés par open(2) et éventuellement modifiés par fcntl(). Les descripteurs de fichier dupliqués (obtenus avec dup(2), fcntl(F_DUPFD), fork(2), etc.) concernent la même description de fichier ouvert, et par conséquent partagent les mêmes attributs d’état de fichier.

Les attributs et leurs sémantiques sont décrits dans la page open(2).

F_GETFL (void)

Renvoyer (en tant que résultat de la fonction) les droits d'accès du fichier et les drapeaux d'état du fichier ; arg est ignoré.

F_SETFL (int)

Positionner les drapeaux d'état du fichier à la valeur indiquée par arg. Les drapeaux des droits d'accès au fichier (O_RDONLY, O_WRONLY, O_RDWR) et les attributs de création du fichier (O_CREAT, O_EXCL, O_NOCTTY, O_TRUNC) de arg sont ignorés. Sous Linux, cette opération ne peut changer que les attributs O_APPEND, O_ASYNC, O_DIRECT, O_NOATIME et O_NONBLOCK. Modifier les attributs O_DSYNC et O_SYNC est impossible, consultez BOGUES ci-dessous.

Verrouillages d’enregistrements coopératifs¶

Linux implémente les verrouillages d’enregistrements UNIX traditionnels (« associés au processus »), tels que normalisés par POSIX. Pour une alternative spécifique à Linux avec de meilleures sémantiques, consultez la discussion suivante sur les verrouillages de description de fichier ouvert.

F_SETLK, F_SETLKW et F_GETLK servent à gérer les verrouillages d'enregistrements (d’intervalle d’octets, de segments de fichiers ou de zones de fichiers). Le troisième argument, lock, est un pointeur sur une structure qui a au moins les champs suivants (dans un ordre non indiqué).

struct flock {


    ...


    short l_type;    /* Type de verrouillage : F_RDLCK,


                        F_WRLCK, F_UNLCK */


    short l_whence;  /* Interprétation de l_start:


                        SEEK_SET, SEEK_CUR, SEEK_END */


    off_t l_start;   /* Décalage de début du verrouillage */


    off_t l_len;     /* Nombre d'octets du verrouillage */


    pid_t l_pid;     /* PID du processus bloquant notre verrou


                        (mis par F_GETLK et F_OFD_GETLK seulement) */


    ...
};

Les champs l_whence, l_start et l_len de cette structure indiquent l'intervalle d'octets à verrouiller. Des octets après la fin du fichier peuvent être verrouillés, mais pas des octets avant le début du fichier.

l_start est la position de début du verrou, et est interprété de façon relative : au début du fichier (si l_whence vaut SEEK_SET) ; à la position actuelle dans le fichier (si l_whence vaut SEEK_CUR) ; à la fin du fichier (si l_whence vaut SEEK_END). Dans les deux derniers cas, l_start peut être un nombre négatif, à partir du moment où la position fournie ne pointe pas avant le début du fichier.

l_len indique le nombre d'octets à verrouiller. Si l_len est positif, alors l'intervalle à verrouiller couvre les octets à partir de l_start jusqu'à l_start+l_len-1 (inclus). Indiquer 0 dans l_len a une signification particulière : cela verrouille tous les octets à partir de la position indiquée par l_whence et l_start jusqu'à la fin du fichier, quelle que soit la taille que prendra le fichier.

POSIX.1-2001 permet (mais n'impose pas) à une implémentation de prendre en charge des valeurs de l_len négatives ; si l_len est négatif, l'intervalle décrivant le verrou lock couvre les octets l_start+l_len jusqu'à l_start-1 inclus. Cela est géré par Linux 2.4.21 et Linux 2.5.49.

Le champ l_type peut servir à placer un verrou en lecture (F_RDLCK) ou en écriture (F_WRLCK) sur un fichier. Un nombre quelconque de processus peuvent tenir un verrou en lecture (partagé), sur une zone d'un fichier, mais un seul peut avoir un verrou en écriture (exclusif). Un verrou en écriture exclut tous les autres verrous, aussi bien en lecture qu'en écriture. Un processus donné ne peut tenir qu'un seul verrou sur une zone d'un fichier ; si un nouveau verrou est appliqué sur une zone déjà verrouillée, alors le verrou précédent est converti suivant le nouveau type. Ces conversions pourraient entraîner le découpage, la réduction ou l'extension du verrou existant si le nombre d'octets du nouveau verrou ne coïncide pas exactement avec celui de l'ancien.

F_SETLK (struct flock *)

Acquérir (si l_type vaut F_RDLCK ou F_WRLCK) ou libérer (si l_type vaut F_UNLCK) le verrou sur les octets indiqués par les champs l_whence, l_start, et l_len de lock. Si un conflit avec un verrou tenu par un autre processus existe, cet appel renvoie -1 et positionne errno aux valeurs EACCES ou EAGAIN (l’erreur renvoyée dans ce cas dépend des implémentations, donc POSIX impose aux applications portables de vérifier les deux erreurs).

F_SETLKW (struct flock *)

Comme F_SETLK, mais attendre la libération du verrou au lieu de renvoyer une erreur si un verrou en conflit est utilisé sur le fichier. Si un signal est reçu pendant l'attente, l'appel est interrompu et renverra immédiatement (après le retour du gestionnaire de signaux) la valeur -1. errno sera remplie avec la valeur EINTR ; consultez signal(7).

F_GETLK (struct flock *)

En entrée dans cette routine, lock décrit un verrou que nous aimerions placer sur le fichier. Si le verrouillage est possible, fcntl() ne le fait pas, mais renvoie F_UNLCK dans le champ l_type de lock et laisse les autres champs de la structure inchangés.

Si un ou plusieurs verrouillages incompatibles empêchaient l'action, alors fcntl() renvoie des informations sur l'un de ces verrous dans les champs l_type, l_whence, l_start, et l_len de lock. Si le verrouillage en conflit est un verrouillage d’enregistrements UNIX traditionnels (« associé au processus »), alors le champ l_pid est défini avec le PID du processus détenant ce verrou. Si le verrouillage en conflit est un verrouillage de description de fichier ouvert, alors l_pid est défini à -1. Remarquez que les renseignements renvoyés pourraient déjà être périmés au moment ou l’appelant les inspecte.

Pour pouvoir placer un verrou en lecture, fd doit être ouvert au moins en lecture. Pour placer un verrou en écriture, fd doit être ouvert en écriture. Pour placer les deux types de verrous, il faut une ouverture en lecture/écriture.

Lors du placement de verrous avec F_SETLKW, le noyau détecte les interblocages (deadlocks), au moyen desquels au moins deux processus ont leurs demandes de verrouillage réciproquement bloquées par des verrous détenus par d’autres processus. Par exemple, supposons qu’un processus A détient un verrou d’écriture sur l’octet 100 d’un fichier et qu’un processus B détient un verrou d’écriture sur l’octet 200. Si les deux processus tentent alors de verrouiller l’octet déjà verrouillé par l’autre processus en utilisant F_SETLKW, alors, sans détection d’interblocage, les deux processus resteront bloqués indéfiniment. Quand le noyau détecte ce type d’interblocages, il force l’une des demandes bloquantes de verrouillage à échouer immédiatement avec l’erreur EDEADLK ; une application qui rencontre ce type d’erreur devrait libérer certains de ses verrous pour permettre à d’autres applications de continuer avant de tenter d’obtenir de nouveau les verrous dont elle a besoin. Les interblocages circulaires, impliquant plus de deux processus, sont également détectés. Remarquez, cependant, que l’algorithme de détection d’interblocages du noyau a ses limites, consultez BOGUES.

Outre la suppression par un F_UNLCK explicite, les verrous sont automatiquement libérés lorsque le processus se termine.

Les verrouillages d'enregistrements ne sont pas hérités par les enfants lors d'un fork(2), mais sont conservés à la fin d'un execve(2).

À cause des tampons gérés par la bibliothèque stdio(3), l'utilisation des verrous d'enregistrements avec les routines de celle‐ci est déconseillée. Utilisez plutôt read(2) et write(2).

Les verrouillages d'enregistrements décrits précédemment sont associés au processus (contrairement aux verrouillages de description de fichier ouvert décrits ci-dessous). Cela a quelques conséquences malheureuses.

• Si le processus ferme l'un des descripteurs se référant à un fichier, alors tous les verrous du processus sur ce fichier sont libérés, quels que soient le ou les descripteurs de fichier sur lesquels les verrous avaient été obtenus. C'est dangereux : cela signifie qu'un processus peut perdre ses verrous sur un fichier comme /etc/passwd ou /etc/mtab si, pour une raison quelconque, une fonction de bibliothèque décide d’ouvrir, lire, puis refermer le même fichier.
• Les threads d’un processus partagent les verrous. Autrement dit, un programme multithreadé ne pas pas utiliser de verrouillage d’enregistrement pour s’assurer que les threads ne vont pas accéder simultanément à la même zone d’un fichier.

Les verrouillages de description de fichier ouvert apportent une solution à ces deux problèmes.

Verrouillages de description de fichier ouvert (non POSIX)¶

Les verrouillages de description de fichier ouvert sont des verrouillages d’intervalle d’octets coopératifs dont le fonctionnement est identique en presque tout point aux verrouillages d’enregistrements traditionnels décrits précédemment. Ce type de verrouillage est spécifique à Linux et disponible depuis la version 3.15. Pour une explication des descriptions de fichier ouvert, consultez open(2).

La principale différence entre les deux types de verrouillage est que les verrouillages d’enregistrements traditionnels sont associés à un processus, alors que les verrouillages de description de fichier ouvert sont associés à la description de fichier ouvert sur laquelle ils sont obtenus, tout comme les verrous obtenus avec flock(2). Par conséquent (et contrairement aux verrouillages d’enregistrements coopératifs traditionnels), les verrouillages de description de fichier ouvert sont hérités entre fork(2) (et clone(2) avec CLONE_FILES) et ne sont automatiquement libérés que lors de la dernière fermeture de la description de fichier ouvert, au lieu d’être libérés lors de n’importe quelle fermeture du fichier.

Les combinaisons de verrouillage de conflit (à savoir un verrouillage en lecture et en écriture, ou deux verrouillages en écriture), où l'un est un verrouillage de description de fichier ouvert, et l'autre un verrouillage traditionnel d'enregistrement sont toujours en conflit même lorsqu'ils sont acquis par le même processus sur le même descripteur de fichier.

Les verrouillages de description de fichier ouvert placés à l’aide de la même description de fichier ouvert (c’est-à-dire à l’aide du même descripteur de fichier ou à l’aide d’un descripteur de fichier dupliqué par fork(2), dup(2), fcntl(2) F_DUPFD, etc.) sont toujours compatibles : si un nouveau verrou est placé sur une zone déjà verrouillée, alors le verrou existant est converti suivant le nouveau (ces conversions pourraient avoir pour conséquence le découpage, la réduction ou l'extension du verrou existant comme évoqué précédemment).

En revanche, les verrouillages de description de fichier ouvert peuvent être en conflit entre eux quand ils sont obtenus à l’aide de descriptions de fichier ouvert différentes. Ainsi, les threads dans un programme multithreadé peuvent utiliser des verrouillages de description de fichier ouvert pour synchroniser l’accès à une zone de fichier si tous les threads réalisent leur propre appel d’open(2) sur le fichier et utilisent les verrouillages à l’aide du descripteur de fichier qui en résulte.

Comme avec les verrouillages coopératifs traditionnels, le troisième argument de fcntl(), lock, est un pointeur vers une structure flock. Contrairement aux verrouillages d’enregistrements traditionnels, le champ l_pid de cette structure doit être mis à zéro lors de l’utilisation des opérations décrites ci-dessous.

Les opérations permettant d’interagir avec les verrouillages de description de fichier ouvert sont similaires à celles utilisées avec les verrouillages traditionnels.

F_OFD_SETLK (struct flock *)

Acquérir (si l_type vaut F_RDLCK ou F_WRLCK) ou libérer (si l_type vaut F_UNLCK) un verrou de description de fichier ouvert sur les octets indiqués par les champs l_whence, l_start et l_len de lock. Si un conflit avec un verrou détenu par un autre processus existe, cet appel renvoie -1 et définit errno à EAGAIN.

F_OFD_SETLKW (struct flock *)

Comme F_OFD_SETLK, mais si un verrou en conflit existe sur le fichier attendre la libération du verrou. Si un signal à intercepter est reçu pendant l'attente, l'appel est interrompu et renverra immédiatement (après renvoi du gestionnaire de signaux) la valeur -1 et errno sera définie à EINTR ; consultez signal(7).

F_OFD_GETLK (struct flock *)

En entrée dans cette routine, lock décrit un verrou de description de fichier ouvert que nous aimerions placer sur le fichier. Si le verrouillage est possible, fcntl() ne le fait pas, mais renvoie F_UNLCK dans le champ l_type de lock et laisse les autres champs de la structure inchangés. Si un ou plusieurs verrouillages incompatibles empêchaient l'action, alors des informations sur l'un de ces verrous sont renvoyés à l’aide de lock, comme décrit précédemment pour F_GETLK.

Dans l’implémentation actuelle, aucune détection d’interblocage n’est réalisée pour les verrouillages de description de fichier ouvert (contrairement aux verrouillages d’enregistrements associés au processus, pour lesquels le noyau réalise une détection d’interblocage).

Verrouillage impératif¶

Attention : l'implémentation Linux du verrouillage obligatoire n'est pas fiable. Voir BOGUES ci-dessous. À cause de ces bogues et du fait que cette fonction soit vue comme peu utilisée, depuis Linux 4.5, le verrouillage obligatoire est devenu une fonction facultative gérée par une option de configuration (CONFIG_MANDATORY_FILE_LOCKING). Cette fonctionnalité n'est plus prise en charge depuis Linux 5.15 et supérieur.

Par défaut, à la fois les verrouillages d’enregistrements traditionnels (associés au processus) et ceux de description de fichier ouvert sont coopératifs. Les verrouillages coopératifs ne sont pas imposés, donc ils ne fonctionnent qu'entre processus qui les utilisent.

Les deux types de verrouillages peuvent aussi être impératifs. Les verrous impératifs sont appliqués à tous les processus. Si un processus tente d'effectuer un accès incompatible (par exemple read(2) ou write(2)) sur une zone d'un fichier qui a un verrou impératif, le résultat dépend de l'attribut O_NONBLOCK du descripteur de fichier. S'il n'est pas activé, l'appel système est bloqué jusqu'à ce que le verrou soit enlevé ou converti en un mode compatible avec l'accès demandé. Si l'attribut O_NONBLOCK est activé, l'appel système échoue avec l'erreur EAGAIN.

Pour utiliser des verrous impératifs, ce type de verrouillage doit être activé sur le système de fichiers contenant le fichier à verrouiller (en utilisant l'option « -o mand » de mount(8)), ou l'attribut MS_MANDLOCK de mount(2). Le verrouillage impératif est activé pour un fichier en désactivant la permission d'exécution du groupe et en activant le bit de permission Set-GID (consultez chmod(1) et chmod(2)).

Le verrouillage impératif n’est pas défini par POSIX. Certains autres systèmes permettent également d’utiliser le verrouillage impératif, mais la façon de l’activer dépend des systèmes.

Verrouillages perdus¶

Quand un verrou d'observation est obtenu sur un système de fichiers en réseau comme NFS, il est possible que le verrou soit perdu. Cela peut arriver suite à une action d'administration sur le serveur ou à une partition du réseau (à savoir une perte de la connexion réseau avec le serveur) qui dure assez pour que le serveur pense que le client ne fonctionne plus.

Quand un système de fichiers détermine qu'un verrou est perdu, les futures requêtes read(2) ou write(2) peuvent échouer avec l'erreur EIO. Cette erreur persistera jusqu'à la suppression du verrou ou la fermeture du descripteur de fichier. Depuis Linux 3.12, cela se produit au moins sur NFSv4 (y compris toutes les versions mineures).

Certaines versions d'UNIX envoient un signal (SIGLOST) dans ce cas. Linux ne définit pas ce signal et il ne fournit pas de notification asynchrone de perte de verrous.

Gestion des signaux¶

F_GETOWN, F_SETOWN, F_GETOWN_EX, F_SETOWN_EX, F_GETSIG et F_SETSIG servent à gérer les signaux de disponibilité d'entrée-sortie :

F_GETOWN (void)

Renvoyer (comme résultat de la fonction) le PID ou l'ID de processus qui reçoit les signaux SIGIO et SIGURG pour les événements concernant le descripteur de fichier fd. Les ID de processus sont renvoyés sous forme de valeurs positives ; les ID de groupe de processus sont renvoyés sous forme de valeurs négatives (mais consultez la section BOGUES ci‐dessous). arg est ignoré.

F_SETOWN (int)

Définir le PID ou l'identifiant de processus qui recevront les signaux SIGIO et SIGURG pour les événements concernant le descripteur fd. L'ID de processus ou de groupe de processus cible est indiqué dans arg. L'ID d'un processus est indiqué sous forme d'une valeur positive ; l'ID d'un groupe de processus est formulé en tant que valeur négative. En général, le processus appelant indique son propre PID comme argument (arg est donc getpid(2)).

Outre la définition du propriétaire du descripteur de fichier, vous pourriez aussi activer la génération de signaux sur le descripteur de fichier. Cela se fait en utilisant l'opération F_SETFL de fcntl() pour positionner le drapeau d'état du fichier O_ASYNC sur le descripteur de fichier. Par conséquent, un signal SIGIO est envoyé dès que l'entrée ou la sortie sont possibles sur ce descripteur. L'opération F_SETSIG de fcntl() peut être utilisée pour recevoir un autre signal que SIGIO.

L'envoi d'un signal au processus (ou groupe de processus) propriétaire indiqué par F_SETOWN est conditionné par les mêmes vérifications de permissions que l'envoi d'un signal par kill(2), où le processus envoyant le signal est celui qui utilise F_SETOWN (mais consultez la section BOGUES ci‐dessous). Si cette vérification échoue, le signal est ignoré silencieusement. Note : l'opération F_SETOWN enregistre les droits de l'appelant utilisés lors de l'appel fcntl() pour les vérifications de permissions.

Si le descripteur fd est un socket, F_SETOWN permet également la réception de signaux SIGURG lorsque des données hors‐bande arrivent sur le socket. (SIGURG est émis dans toutes les situations où l'appel select(2) aurait indiqué que le socket est dans une « situation exceptionnelle ».)

Le paragraphe ci-dessous était pertinent Linux 2.6.x, jusqu'à Linux 2.6.11 inclus :

Le comportement ci-dessus a été supprimé par accident dans Linux 2.6.12, et ne sera pas remis. À partir de Linux 2.6.32, utilisez F_SETOWN_EX pour envoyer les signaux SIGIO et SIGURG à un thread en particulier.

F_GETOWN_EX (struct f_owner_ex *) (depuis Linux 2.6.32)

Renvoyer les paramètres du propriétaire du descripteur de fichier actuel, tels que définis par une utilisation antériefure de F_SETOWN_EX. L'information est renvoyée dans la structure pointée par arg, qui a la forme suivante :

struct f_owner_ex {


    int   type;


    pid_t pid;
};
    

Le champ type aura l'une des valeurs F_OWNER_TID, F_OWNER_PID ou F_OWNER_PGRP. Le champ pid est un entier positif représentant un identifiant de thread, de processus ou de groupe de processus. Consultez F_SETOWN_EX pour plus de détails.

F_SETOWN_EX (struct f_owner_ex *) (depuis Linux 2.6.32)

Cette opération effectue une tâche similaire à F_SETOWN. Elle autorise l'appelant à diriger les signaux de disponibilité d'entrées-sorties vers un thread, un processus ou un groupe de processus spécifiques. L'appellant indique le destinataire des signaux avec arg, qui est un pointeur vers une structure f_owner_ex. Le champ type possède l'une des valeurs suivantes, qui définit comment pid est interprété :

F_GETSIG (void)

Renvoyer (comme résultat de la fonction) le numéro du signal émis lorsque l'entrée ou la sortie deviennent possibles. Une valeur nulle signifie l'émission de SIGIO. Toute autre valeur (y compris SIGIO) précise le signal émis, et des informations supplémentaires seront disponibles pour le gestionnaire s'il est installé avec SA_SIGINFO. arg est ignoré.

F_SETSIG (int)

Définir le signal à émettre lorsque l'entrée ou la sortie deviennent possibles à la valeur fournie par arg. Une valeur nulle signifie l'émission de SIGIO. Toute autre valeur (y compris SIGIO) précise le signal à émettre, et des informations supplémentaires seront disponibles pour le gestionnaire s'il est installé avec SA_SIGINFO.

En utilisant F_SETSIG avec une valeur non nulle, et en configurant SA_SIGINFO pour le gestionnaire (consultez sigaction(2)), des informations supplémentaires sur les événements d'entrées-sorties sont fournies au gestionnaire à travers une structure siginfo_t. Si le champ si_code indique que la source est SI_SIGIO, le champ si_fd fournit le descripteur du fichier concerné par l'événement. Sinon, il n'y a pas d'indication de descripteurs de fichier en attente, et il faut utiliser les mécanismes habituels (select(2), poll(2), read(2) avec O_NONBLOCK configuré, etc.) pour déterminer quels descripteurs de fichier sont disponibles pour les entrées-sorties.

Remarquez que le descripteur de fichier fourni dans si_fd est celui indiqué lors de l'opération F_SETSIG. Cela peut provoquer un effet de bord inhabituel. Si le descripteur de fichier est dupliqué (dup(2) ou équivalent), et si le descripteur de fichier d'origine est fermé, alors des événements E/S continueront à être émis mais le champ si_fd contiendra le numéro du descripteur de fichier à présent fermé.

En sélectionnant un signal temps réel (valeur >= SIGRTMIN), de multiples événements d'entrées-sorties peuvent être mémorisés avec le même numéro (la mémorisation dépend de la mémoire disponible). Des informations supplémentaires sont disponibles, comme ci‐dessus, si SA_SIGINFO est configuré pour le gestionnaire.

Notez que Linux impose une limite sur le nombre de signaux temps réel qui peuvent être mis en attente pour un processus (consultez getrlimit(2) et signal(7)), et si cette limite est atteinte, le noyau change de comportement et envoie SIGIO, et ce signal est délivré au processus entier plutôt qu'au thread spécifique.

En utilisant ces mécanismes, un programme peut implémenter des entrées-sorties totalement asynchrones, la plupart du temps sans avoir besoin d'invoquer select(2) ou poll(2).

L'utilisation de O_ASYNC est spécifique à BSD et Linux. La seule utilisation de F_GETOWN et F_SETOWN spécifiée dans POSIX.1 est en conjonction avec l’utilisation du signal SIGURG sur les sockets (POSIX ne spécifie pas le signal SIGIO). F_GETOWN_EX, F_SETOWN_EX, F_GETSIG et F_SETSIG sont spécifiques à Linux. POSIX dispose d'entrées-sorties asynchrones et de la structure aio_sigevent pour effectuer la même chose. Cela est également disponible sous Linux dans la bibliothèque GNU C (glibc).

Baux¶

F_SETLEASE et F_GETLEASE (depuis Linux 2.4) servent respectivement à établir un nouveau bail et à consulter le bail actuel sur le descripteur de fichier indiqué par fd. (NdT : je traduis « lease » par « bail », faute de terme plus technique.) Le bail sur un fichier fournit un mécanisme par lequel un processus détenteur du bail est averti (par délivrance d'un signal) lorsqu'un autre processus (le « casseur de bail ») essaie d'appeler open(2) ou truncate(2) sur le fichier vers lequel pointe ce descripteur de fichier.

F_SETLEASE (int)

Définir ou supprimer un bail de fichier en fonction de la valeur fournie dans l'entier arg :

Les baux sont associés à une description de fichier ouvert (consultez open(2)). Cela signifie que les descripteurs de fichier dupliqués (créés par, par exemple, fork(2) ou dup(2)) font référence au même bail, et que ce bail peut être modifié ou résilié par n'importe lequel de ces descripteurs. De plus, le bail est résilié soit par une opération F_UNLCK explicite sur n'importe lequel de ces descripteurs dupliqués, soit lorsque tous ces descripteurs ont été fermés.

Les baux ne peuvent être pris que sur des fichiers normaux. Un processus non privilégié ne peut prendre un bail que sur un fichier dont l'UID (le propriétaire) correspond au FS-UID du processus. Un processus possédant la capacité CAP_LEASE peut prendre un bail sur n'importe quel fichier.

F_GETLEASE (void)

Indiquer le type de bail possédé sur le descripteur de fichier fd en renvoyant F_RDLCK, F_WRLCK, ou F_UNLCK, signifiant respectivement que le processus appelant a un bail en lecture, écriture, ou pas de bail sur le fichier. arg est ignoré.

Lorsqu'un processus (le « casseur de bail ») appelle open(2) ou truncate(2) en conflit avec un bail établi par F_SETLEASE, l'appel système est bloqué par le noyau et le noyau avertit le processus tenant le bail par l'envoi d'un signal (SIGIO par défaut). Le tenant du bail doit répondre à ce signal en effectuant tout le nettoyage nécessaire pour que le fichier soit accessible par un autre processus (par exemple en vidant des tampons internes) et en supprimant ou déclassant son bail. Un bail est supprimé en appelant l'opération F_SETLEASE avec arg valant F_UNLCK. Si le tenant du bail possède un bail en écriture sur le fichier et que le casseur de bail ouvre le fichier en lecture, il est suffisant que le tenant du bail déclasse le bail en un bail en lecture. Cela est effectué en appelant l'opération F_SETLEASE avec arg valant F_RDLCK.

Si le détenteur du bail n'arrive pas à le déclasser ou le supprimer avant le nombre de secondes indiqué dans /proc/sys/fs/lease-break-time alors le noyau supprimera ou déclassera de force le bail du processus qui le détient.

Dès qu'un cassage de bail a été commencé, F_GETLEASE renvoie le type de bail cible (F_RDLCK ou F_UNLCK, en fonction de ce qui serait compatible avec le casseur de bail) jusqu'à ce que le détenteur du bail ne le déclasse ou le supprime volontairement, ou que le noyau ne soit forcé à le faire après expiration du délai de cassage de bail.

Dès que le bail a été, de gré ou de force, résilié ou déclassé et en supposant que le casseur de bail n'a pas débloqué son appel système, le noyau permet à ce dernier de se dérouler.

Si l'appel à open(2) ou truncate(2) du casseur de bail est interrompu par un gestionnaire de signal, l'appel système échoue avec l'erreur EINTR, mais les autres étapes décrites ci‐dessous se déroulent normalement. Si le casseur de bail est tué par un signal pendant que son appel système open(2) ou truncate(2) bloque, tout se déroule comme décrit ci‐dessus. De même, si le casseur de bail utilise l'option O_NONBLOCK de open(2), l'appel retourne immédiatement avec l'erreur EWOULDBLOCK, mais les autres étapes se déroulent comme décrit ci‐dessus.

Le signal de notification par défaut pour le tenant du bail est SIGIO, mais on peut le modifier avec l'opération F_SETSIG de la fonction fcntl(). Si une opération F_SETSIG est réalisée (même pour SIGIO), et si le gestionnaire de signal est installé avec SA_SIGINFO, alors il recevra une structure siginfo_t en second argument, et le champ si_fd contiendra le descripteur de fichier du bail où il y a eu une tentative d'accès par un autre processus. (Cela sert si le processus tient des baux sur plusieurs fichiers.)

Notification de modification de fichier et de répertoire (dnotify)¶

F_NOTIFY (int)

(Depuis Linux 2.4) Fournir un avertissement lorsque le répertoire correspondant à fd ou l'un des fichiers qu'il contient est modifié. Les événements à notifier sont précisés dans arg, sous forme de masque regroupant par un OU binaire zéro, une ou plusieurs des constantes suivantes :

(Afin d'obtenir ces définitions, la macro _GNU_SOURCE doit être définie avant d'inclure tout fichier d'en‐tête).

Les notifications de répertoire sont habituellement uniques, et l'application doit réenregistrer une demande pour les notifications ultérieures. Inversement, si DN_MULTISHOT est incluse dans arg, les notifications resteront en effet jusqu'à une demande explicite de suppression.

Une série de F_NOTIFY sont cumulés, les événements décrits dans arg étant ajoutés à l'ensemble des événements déjà surveillés. Pour supprimer les notifications de tous les événements, il faut invoquer F_NOTIFY avec arg valant 0.

La notification se produit par l'occurrence d'un signal. Le signal par défaut est SIGIO, mais on peut le changer avec l'opération F_SETSIG de fcntl() (remarquez que SIGIO est un des signaux standards sans file d’attente ; basculer vers l’utilisation d’un signal temps réel signifie que plusieurs notifications peuvent être mises en attente dans le processus). Dans ce cas, le gestionnaire de signal reçoit une structure siginfo_t en second argument (si le gestionnaire a été installé avec SA_SIGINFO) dont le champ si_fd contient le descripteur du fichier qui a déclenché la notification (utile pour superviser plusieurs répertoires).

En outre, avec DN_MULTISHOT, un signal temps réel devrait être utilisé pour la notification pour pouvoir empiler les notifications successives.

Remarque : les nouvelles applications devraient utiliser l'interface inotify (disponible depuis Linux 2.6.13), qui fournit une bien meilleure interface pour obtenir des notifications d'événements sur le système de fichiers. Consultez inotify(7).

Changer la capacité d'un tube¶

F_SETPIPE_SZ (int ; depuis Linux 2.6.35)

Changer la capacité du tube référencé par fd pour contenir au moins arg octets. Un processus non privilégié peut ajuster la capacité d'un tube à toute valeur comprise entre la taille de page du système et la limite définie dans /proc/sys/fs/pipe-max-size (consultez proc(5)). Les tentatives pour définir la capacité du tube en dessous de la taille de page sont silencieusement arrondies à la taille de page. Les tentatives d'un processus non privilégié pour définir la capacité du tube au dessus de /proc/sys/fs/pipe-max-size renvoie l'erreur EPERM ; un processus privilégié (CAP_SYS_RESOURCE) peut passer outre cette limite.

Lors de l'affectation d'un tampon à un tube, le noyau peut utiliser une capacité supérieure à arg, si c'est plus pratique pour l'implémentation (dans l'implémentation actuelle, l'affectation se fait sur le prochain multiple de la taille de la page supérieur à la puissance de deux de la taille indiquée). La capacité actuelle (en octets) définie est renvoyée en tant que résultat de la fonction.

Essayer de définir une capacité de tube plus petite que la taille de l'espace du tampon actuellement utilisé pour stocker des données aboutit à l'erreur EBUSY.

Remarquez qu'à cause de la manière dont les pages du tampon du tube sont utilisées quand des données sont écrites dans le tube, le nombre d'octets qui peuvent être écrits peut être inférieur à la taille nominale, selon la taille des écritures.

F_GETPIPE_SZ (void ; depuis Linux 2.6.35)

Renvoyer (comme résultat de la fonction) la capacité du tube référencé par fd.

Verrouillages de fichier¶

Les verrous de fichier limitent le jeu d'opérations autorisées sur un fichier donné. Pour chaque verrou positionné sur un fichier, un ensemble spécifique d'opérations échouera sur le fichier avec EPERM à partir de maintenant. Le fichier est dit verrouillé (sealed). Le jeu de verrous dépend du type de fichier et du système de fichiers sous-jacents. Pour un aperçu du verrouillage de fichiers, un point sur ses objectifs et des exemples de code, voir memfd_create(2).

Actuellement, les verrous de fichier ne peuvent être appliqués que sur un descripteur de fichier renvoyé par memfd_create(2) (si MFD_ALLOW_SEALING est utilisé). Sur d'autres systèmes de fichiers, toutes les opérations de fcntl() agissant sur les verrous renverront EINVAL.

Les verrous constituent une propriété d'un inœud. Ainsi, tous les descripteurs de fichier ouverts qui se rapportent au même inœud partagent le même jeu de verrous. En outre, les verrous ne peuvent jamais être supprimés mais uniquement ajoutés.

F_ADD_SEALS (int ; depuis Linux 3.17)

Ajouter les verrous donnés dans le paramètre arg du masque de bit à l'ensemble de verrous de l'inœud auquel se rapporte le descripteur de fichier fd. Les verrous ne peuvent pas être supprimés de nouveau. Une fois que cet appel réussit, ils sont renforcés immédiatement par le noyau. Si le jeu de verrous actuel comprend F_SEAL_SEAL (voir ci-dessous), cet appel sera rejeté avec EPERM. L'ajout d'un verrou déjà défini n'est pas opérationnel, si F_SEAL_SEAL n'est pas déjà positionné. Pour positionner un verrou, le descripteur de fichier fd doit être accessible en écriture.

F_GET_SEALS (void ; depuis Linux 3.17)

Renvoyer (en tant que résultat de la fonction) le jeu de verrous actuel de l'inœud auquel se rapporte fd. Si aucun verrou n'est positionné, 0 est renvoyé. Si le fichier ne gère pas les verrous, -1 est renvoyé et errno est positionné sur EINVAL.

Les verrous suivants sont disponibles :

F_SEAL_SEAL

Si ce verrou est positionné, tout appel suivant à fcntl() avec F_ADD_SEALS échouera avec l'erreur EPERM. Ce verrou empêche donc toute modification du jeu de verrous lui-même. Si le jeu de verrous initial du fichier comprend F_SEAL_SEAL, cela le rend en fait constant et verrouillé.

F_SEAL_SHRINK

Si ce verrou est positionné, le fichier en question ne peut pas voir sa taille réduite. Cela concerne open(2) avec le drapeau O_TRUNC ainsi que truncate(2) et ftruncate(2). Ces appels échouent avec EPERM si vous essayez de réduire le fichier en question. Augmenter la taille reste possible.

F_SEAL_GROW

Si ce verrou est positionné, le fichier en question ne peut pas voir sa taille augmentée. Cela concerne write(2) après la fin du fichier, truncate(2), ftruncate(2) et fallocate(2). Ces appels échoueront avec EPERM si vous les utilisez pour augmenter la taille du fichier. Si vous la laissez stable ou la réduisez, ces appels fonctionneront comme prévu.

F_SEAL_WRITE

Si ce verrou est positionné, vous ne pouvez pas modifier le contenu du fichier. Remarquez que la réduction ou l'augmentation de la taille du fichier restent possibles et autorisées. Ainsi, ce verrou s'utilise en principe avec un autre verrou. Il concerne write(2) et fallocate(2) (combiné au drapeau FALLOC_FL_PUNCH_HOLE). Ces appels échoueront avec EPERM si ce verrou est positionné. De plus, les tentatives de créer de nouveaux tableaux de mémoire (memory-mappings) accessibles en écriture avec mmap(2) échoueront également avec EPERM.

L'utilisation de l'opération F_ADD_SEALS pour définir le verrou F_SEAL_WRITE échoue avec EBUSY si un tableau partagé accessible en écriture existe. De tels tableaux doivent être désassociés avant d'ajouter ce verrou. De plus, s'il existe des opérations d'E/S asynchrones (io_submit(2)) en attente sur le fichier, toutes les écritures postérieures seront ignorées.

F_SEAL_FUTURE_WRITE (depuis Linux 5.1)

L'effet de ce verrou est identique à F_SEAL_WRITE, mais le contenu du fichier peut encore être modifié avec des tableaux partagés accessibles en écriture créés avant que le verrou ne soit positionné. Toute tentative de créer de nouveaux tableaux accessibles en écriture sur le fichier avec mmap(2) échouera avec EPERM. De même, une tentative d'écriture dans le fichier avec write(2) échouera avec EPERM.

En utilisant ce verrou, un processus peut créer un tampon de mémoire qu'il peut continuer à modifier tout en le partageant sur une base de « lecture seule » avec d'autres processus.

Indications de lecture/écriture de fichiers¶

Les indications (hints) de durée d’écriture peuvent être utilisées pour informer le noyau de la durée relative prévue des écritures sur un inœud ou à l’aide d’une description de fichier ouvert en particulier (voir open(2) pour une explication sur les descriptions de fichier ouvert). Dans ce contexte, le terme « durée d'écriture » (write lifetime) signifie la durée prévue de vie des données sur le média avant d'être remplacées ou écrasées.

Une application peut utiliser les différentes valeurs de référence indiquées ci-dessous pour séparer les écritures en différentes classes, pour que plusieurs utilisateurs ou applications fonctionnant sur un seul dorsal de stockage puissent agréger leurs motifs E/S de manière cohérente. Cependant, il n'existe pas de sémantique fonctionnelle impliquée par ces attributs et plusieurs classes E/S peuvent utiliser les valeurs de référence de durée d'écriture de manière arbitraire, tant que celles-ci sont utilisées de manière cohérente.

Les opérations suivantes peuvent être appliquées au descripteur de fichier, fd :

F_GET_RW_HINT (uint64_t * ; depuis Linux 4.13)

Renvoie la valeur de référence (« hint ») de lecture/écriture associée à l'inœud sous-jacent auquel renvoie fd.

F_SET_RW_HINT (uint64_t * ; depuis Linux 4.13)

Définit la valeur de référence de lecture/écriture associée à l'inœud sous-jacent auquel renvoie fd. Cette valeur de référence persiste soit jusqu'à être explicitement modifiée, soit jusqu'à ce que le système de fichiers sous-jacent ne soit démonté.

F_GET_FILE_RW_HINT (uint64_t * ; depuis Linux 4.13)

Renvoie la valeur de référence « hint » de lecture/écriture associée à la description de fichier ouvert à laquelle renvoie fd.

F_SET_FILE_RW_HINT (uint64_t * ; depuis Linux 4.13)

Définit la valeur de référence de lecture/écriture associée à la description de fichier ouvert à laquelle se rapporte fd.

Si une description de fichier ouvert n'a pas de valeur de référence de lecture/écriture assignée, elle devra utiliser la valeur affectée à l'inœud s'il y en a une.

Les valeurs de référence de lecture/écriture suivantes sont applicables depuis Linux 4.13 :

RWH_WRITE_LIFE_NOT_SET

Aucune valeur de référence en particulier n'a été définie. Il s'agit de la valeur par défaut.

RWH_WRITE_LIFE_NONE

Aucune durée de vie spécifique à l'écriture n'a été associée à ce fichier ou à cet inœud.

RWH_WRITE_LIFE_SHORT

Les données écrites dans cet inœud ou via cette description de fichier ouvert doivent avoir une durée de vie courte.

RWH_WRITE_LIFE_MEDIUM

Les données écrites dans cet inœud ou via cette description de fichier ouvert doivent avoir une durée de vie supérieure à celle des données écrites avec RWH_WRITE_LIFE_SHORT.

RWH_WRITE_LIFE_LONG

Les données écrites dans cet inœud ou via cette description de fichier ouvert doivent avoir une durée de vie supérieure à celle des données écrites avec RWH_WRITE_LIFE_MEDIUM.

RWH_WRITE_LIFE_EXTREME

Les données écrites dans cet inœud ou via cette description de fichier ouvert doivent avoir une durée de vie supérieure à celle des données écrites avec RWH_WRITE_LIFE_LONG.

Toutes les valeurs de référence spécifiques à l'écriture sont relatives entre elles et aucun sens absolu individuel ne devrait leur être attribué.

Verrouillages de fichier¶

L'appel système fcntl() originel de Linux n'a pas été conçu pour gérer les positions (dans la structure flock) dans des fichiers de très grosse taille. En conséquence, Linux 2.4 a ajouté l'appel système fcntl64(). Ce nouvel appel système utilise une structure différente de verrouillage de fichier, flock64, ainsi que les opérations correspondantes F_GETLK64, F_SETLK64 et F_SETLKW64. Cependant, ces détails peuvent être ignorés par les applications qui utilisent la glibc, car sa fonction fcntl() encapsule de manière transparente l'appel système le plus récent disponible.

Verrouillages d’enregistrements¶

Depuis Linux 2.0, il n'y a pas d'interaction entre les types de verrous placés par flock(2) et fcntl().

Plusieurs systèmes ont d'autres champs dans struct flock comme, par exemple, l_sysid (pour identifier la machine où se trouve le verrou). Clairement, l_pid seul ne sera pas très utile si le processus détenant le verrou s'exécute sur une autre machine ; sur Linux, bien que ce champ soit présent sur certaines architectures (comme MIPS32), ce champ n'est pas utilisé.

L'appel système fcntl() originel de Linux n'a pas été conçu pour gérer les positions (dans la structure flock) dans des fichiers de très grosse taille. En conséquence, Linux 2.4 a ajouté l'appel système fcntl64(). Ce nouvel appel système utilise une structure différente de verrouillage de fichier, flock64, ainsi que les opérations correspondantes F_GETLK64, F_SETLK64 et F_SETLKW64. Cependant, ces détails peuvent être ignorés par les applications qui utilisent la glibc, car sa fonction fcntl() encapsule de manière transparente l'appel système le plus récent disponible.

Verrouillages d’enregistrements et NFS¶

Avant Linux 3.12, si un client NFSv4 perd le contact avec le serveur pendant un certain temps (défini à plus de 90 secondes sans communication), il pourrait perdre puis obtenir un nouveau verrou sans même en être informé. (La période au bout de laquelle le contact est assumé perdu est connue sous le nom de période de bail (« leasetime ») NFSv4. Sur un serveur NFS Linux, elle peut être déterminée en regardant /proc/fs/nfsd/nfsv4leasetime, qui exprime la période en seconde. La valeur par défaut pour ce fichier est 90.) Ce scénario a pour risque potentiel la corruption de données, puisqu’un autre processus pourrait obtenir un verrou pendant la période intermédiaire et réaliser des entrées et sorties de fichier.

Depuis Linux 3.12, si un client NFSv4 perd le contact avec le serveur, toutes les entrées et sorties du fichier par un processus qui « pense » détenir un verrou échoueront avant que le processus ne ferme et rouvre le fichier. Un paramètre du noyau, nfs.recover_lost_locks, peut être défini à 1 pour obtenir le comportement précédant (avant Linux 3.12), où le client essayera de récupérer les verrous perdus quand le contact avec le serveur est rétabli. À cause du risque associé de corruption de données, la valeur par défaut de ce paramètre est 0 (désactivé).

F_SETFL¶

Il n'est pas possible d'utiliser F_SETFL pour modifier l'état des attributs O_DSYNC et O_SYNC. Une tentative de modification de ces attributs sera simplement ignorée.

F_GETOWN¶

En raison d'une limitation des conventions d'appels système sur certaines architectures (en particulier i386), si F_GETOWN renvoie un identifiant de groupe de processus compris entre -1 et -4095, la valeur de retour est interprétée par glibc comme une erreur ; la valeur de retour de fcntl() sera -1 et errno contiendra l'identifiant du groupe de processus (positif). L’opération spécifique à Linux F_SETOWN_EX évite ce problème. Depuis la glibc 2.11, glibc rend le problème avec F_GETOWN invisible en implémentant F_GETOWN par-dessus F_GETOWN_EX.

F_SETOWN¶

Sous Linux 2.4 et précédents, lorsqu'un processus non privilégié utilise F_SETOWN pour indiquer le propriétaire d'un socket, avec un identifiant de (groupe de) processus autre que celui de l'appelant, un bogue peut survenir. Dans ce cas, fcntl() peut renvoyer -1, avec errno positionné à EPERM, même si l'appelant a le droit d'envoyer un signal à ce (groupe de) processus. En dépit de cette erreur, le propriétaire du descripteur de fichier est positionné, et les signaux seront envoyés au propriétaire.

Détection d’interblocage¶

L’algorithme de détection d’interblocage utilisé par le noyau lors du traitement de demandes F_SETLKW peut produire à la fois des faux négatifs (échec de détection d’interblocages, laissant un ensemble de processus interbloqués se bloquer indéfiniment) et des faux positifs (erreurs EDEADLK alors qu’aucun interblocage n’existe). Par exemple, le noyau limite la profondeur de verrouillage lors de sa recherche de dépendances à dix étapes, ce qui signifie que les chaînes d’interblocages circulaires dépassant cette taille ne seront pas détectées. De plus, le noyau pourrait faussement indiquer un interblocage lorsqu’au moins deux processus créés en utilisant l’attribut CLONE_FILES de clone(2) placent des verrous qui semblent (au noyau) en conflit.

Verrouillage impératif¶

L'implémentation Linux du verrouillage impératif est sujette à des conditions de concurrence qui la rende non fiable : un appel à write(2) qui chevauche un verrou peut modifier les données après que le verrouillage impératif a été acquis ; un appel à read(2) qui chevauche un verrou peut détecter des modifications sur des données qui ont été faites seulement après qu'un verrou en écriture a été acquis. Des conditions de concurrence similaires existent entre les verrous impératifs et mmap(2). Il est donc déconseillé de faire confiance au verrouillage impératif.