.\" -*- coding: UTF-8 -*- .\" Copyright (C) Michael Kerrisk, 2004 .\" using some material drawn from earlier man pages .\" written by Thomas Kuhn, Copyright 1996 .\" .\" SPDX-License-Identifier: GPL-2.0-or-later .\" .\"******************************************************************* .\" .\" This file was generated with po4a. Translate the source file. .\" .\"******************************************************************* .TH mlock 2 "5 février 2023" "Pages du manuel de Linux 6.03" .SH NOM mlock, mlock2, munlock, mlockall, munlockall \- Verrouiller et déverrouiller la mémoire .SH BIBLIOTHÈQUE Bibliothèque C standard (\fIlibc\fP, \fI\-lc\fP) .SH SYNOPSIS .nf \fB#include \fP .PP \fBint mlock(const void \fP\fIaddr\fP\fB[.\fP\fIlen\fP\fB], size_t \fP\fIlen\fP\fB);\fP \fBint mlock2(const void \fP\fIaddr\fP\fB[.\fP\fIlen\fP\fB], size_t \fP\fIlen\fP\fB, unsigned int \fP\fIflags\fP\fB);\fP \fBint munlock(const void \fP\fIaddr\fP\fB[.\fP\fIlen\fP\fB], size_t \fP\fIlen\fP\fB);\fP .PP \fBint mlockall(int \fP\fIflags\fP\fB);\fP \fBint munlockall(void);\fP .fi .SH DESCRIPTION \fBmlock\fP(), \fBmlock2\fP() et \fBmlockall\fP() verrouillent tout ou partie de l'espace d'adressage du processus appelant dans la mémoire physique pour empêcher cette mémoire d'être évincée dans l'espace d'échange (swap). .PP \fBmunlock\fP() et \fBmunlockall\fP() ont l'effet inverse, respectivement déverrouillant une partie ou l'ensemble de l'espace d'adressage du processus appelant, afin que les pages dans la zone indiquée puissent à nouveau être évincées dans l'espace d'échange si le gestionnaire de mémoire du noyau l'exige. .PP Le verrouillage et le déverrouillage de la mémoire s'effectuent sur des unités de page entière. .SS "mlock(), mlock2() et munlock()" \fBmlock\fP() verrouille les pages sur \fIlen\fP octets à partir de l'adresse \fIaddr\fP. Toutes les pages qui contiennent une partie de la zone mémoire indiquée ont la garantie de résider en mémoire principale quand l'appel réussit\ ; elles ont la garantie de rester en mémoire principale jusqu'à leur déverrouillage. .PP .\" commit a8ca5d0ecbdde5cc3d7accacbd69968b0c98764e .\" commit de60f5f10c58d4f34b68622442c0e04180367f3f .\" commit b0f205c2a3082dd9081f9a94e50658c5fa906ff1 \fBmlock\fP() verrouille aussi les pages de la plage indiquée sur \fIlen\fP octets à partir de l'adresse \fIaddr\fP. Néanmoins, l'état des pages contenues dans cette plage après un appel réussi dépendra de la valeur du paramètre \fIflags\fP. .PP L'argument \fIflags\fP peut être \fB0\fP ou la constante suivante\ : .TP \fBMLOCK_ONFAULT\fP Verrouiller les pages actuellement résidentes et marquer toute la plage pour que le reste des pages non résidentes se verrouillent quand elles se remplissent d'erreurs de pagination. .PP Si \fIflags\fP vaut \fB0\fP, \fBmlock2\fP() se comporte exactement comme \fBmlock\fP(). .PP \fBmunlock\fP() déverrouille la mémoire sur \fIlen\fP octets à partir de l'adresse \fIaddr\fP. Après cet appel, toutes les pages contenant une partie de la zone mémoire indiquée peuvent de nouveau être évincées dans l'espace d'échange par le noyau. .SS "mlockall() et munlockall()" \fBmlockall\fP() verrouille toutes les pages projetées dans l'espace d'adressage du processus appelant. Cela inclut les pages de code, de données et de pile, ainsi que les bibliothèques partagées, les données utilisateur dans le noyau, la mémoire partagée, et les fichiers projetés en mémoire. Toutes les pages projetées ont la garantie de résider en mémoire principale quand l'appel réussit\ ; elles ont la garantie de rester en mémoire principale jusqu'à leur déverrouillage. .PP L'argument \fIflags\fP est composé d'un \fIOU\fP binaire avec les options suivantes\ : .TP \fBMCL_CURRENT\fP Verrouiller toutes les pages actuellement projetées dans l'espace d'adressage du processus. .TP \fBMCL_FUTURE\fP Verrouiller toutes les pages qui seront projetées dans l'espace d'adressage du processus dans le futur. Il peut s'agir, par exemple, de nouvelles pages nécessitées par la croissance du tas et de la pile, ou de nouveaux fichiers projetés en mémoire, ou des zones de mémoire partagée. .TP \fBMCL_ONFAULT\fP (depuis Linux 4.4) Utilisé avec \fBMCL_CURRENT\fP, \fBMCL_FUTURE\fP ou les deux. Marquer toutes les projections actuelles (avec \fBMCL_CURRENT\fP) ou futures (avec \fBMCL_FUTURE\fP) pour verrouiller les pages quand elles contiennent des erreurs. Si on l'utilise avec \fBMCL_CURRENT\fP, toutes les pages présentes sont verrouillées mais \fBmlockall\fP() ne rencontrera pas d'erreur sur des pages non présentes. Quand on l'utilise avec \fBMCL_FUTURE\fP, toutes les projections futures seront marquées pour verrouiller les pages quand elles rencontreront une erreur, mais elles ne seront pas remplies par le verrou lors de la création de la projection. \fBMCL_ONFAULT\fP doit être utilisé avec \fBMCL_CURRENT\fP, \fBMCL_FUTURE\fP ou les deux. .PP Si \fBMCL_FUTURE\fP a été utilisé, un appel système ultérieur (p.ex. \fBmmap\fP(2), \fBsbrk\fP(2), \fBmalloc\fP(3)) risque d'échouer s'il cause un dépassement du nombre d'octets verrouillés autorisé (voir ci\(hydessous). Dans les mêmes circonstances, la croissance de la pile risque également d'échouer\ : le noyau interdira l'augmentation de la pile et enverra le signal \fBSIGSEGV\fP au processus. .PP \fBmunlockall\fP() déverrouille toutes les pages projetées dans l'espace d'adressage du processus appelant. .SH "VALEUR RENVOYÉE" S'ils réussissent, ces appels système renvoient \fB0\fP. En cas d'erreur, ils renvoient \fB\-1\fP, \fIerrno\fP est positionné pour indiquer l'erreur et les verrouillages de l'espace d'adressage du processus ne sont pas modifiés. .SH ERREURS .\"SVr4 documents an additional EAGAIN error code. .TP \fBEAGAIN\fP (\fBmlock\fP(), \fBmlock2\fP() et \fBmunlock\fP()) Une partie (ou l'ensemble) de l'espace d'adressage indiqué n'a pas pu être verrouillée. .TP \fBEINVAL\fP (\fBmlock\fP(), \fBmlock2\fP() et \fBmunlock\fP()) La somme de \fIaddr\fP+\fIlen\fP était inférieure à \fIaddr\fP (l'addition aurait pu conduire à un dépassement par exemple). .TP \fBEINVAL\fP (\fBmlock2\fP()) Des \fIflags\fP inconnus étaient demandés. .TP \fBEINVAL\fP (\fBmlockall\fP()) Des \fIflags\fP inconnus ont été indiqués ou \fBMCL_ONFAULT\fP a été indiqué sans \fBMCL_FUTURE\fP ou \fBMCL_CURRENT\fP. .TP \fBEINVAL\fP (Pas sous Linux) \fIaddr\fP n'est pas un multiple de la taille de la page. .TP \fBENOMEM\fP (\fBmlock\fP(), \fBmlock2\fP() et \fBmunlock\fP()) Une partie de la zone indiquée ne correspond pas à des pages projetées dans l'espace d'adressage du processus. .TP \fBENOMEM\fP .\" I.e., the number of VMAs would exceed the 64kB maximum (\fBmlock\fP(), \fBmlock2\fP() et \fBmunlock\fP()) Le verrouillage ou le déverrouillage d'une région ferait dépasser le nombre maximum de projections permises ayant des attributs distincts (comme verrouillé contre déverrouillé). Par exemple, le déverrouillage d'une plage située au milieu d'une projection actuellement verrouillée donnerait trois projections\ : deux verrouillées de chaque côté et une déverrouillée au milieu. .TP \fBENOMEM\fP (Linux\ 2.6.9 et plus récents) L'appelant avait une limite souple \fBRLIMIT_MEMLOCK\fP non nulle, mais a tenté de verrouiller plus de mémoire que la quantité autorisée. Cette limite n'est pas imposée si le processus est privilégié (\fBCAP_IPC_LOCK\fP). .TP \fBENOMEM\fP .\" In the case of mlock(), this check is somewhat buggy: it doesn't .\" take into account whether the to-be-locked range overlaps with .\" already locked pages. Thus, suppose we allocate .\" (num_physpages / 4 + 1) of memory, and lock those pages once using .\" mlock(), and then lock the *same* page range a second time. .\" In the case, the second mlock() call will fail, since the check .\" calculates that the process is trying to lock (num_physpages / 2 + 2) .\" pages, which of course is not true. (MTK, Nov 04, kernel 2.4.28) (Linux\ 2.4 et précédents) Le processus appelant a essayé de verrouiller plus de la moitié de la mémoire vive. .TP \fBEPERM\fP L'appelant n'est pas privilégié mais a besoin de droits (\fBCAP_IPC_LOCK\fP) pour réaliser les opérations demandées. .TP \fBEPERM\fP (\fBmunlockall\fP()) (Linux\ 2.6.8 et précédents) L'appelant n'est pas privilégié (\fBCAP_IPC_LOCK\fP). .SH VERSIONS \fBmlock2\fP() est disponible depuis Linux\ 4.4\ ; la prise en charge de la glibc a été ajoutée depuis la glibc\ 2.27. .SH STANDARDS \fBmlock\fP(), \fBmunlock\fP(), \fBmlockall\fP() et \fBmunlockall\fP()\ : POSIX.1\-2001, POSIX.1\-2008, SVr4. .PP \fBmlock2\fP() est spécifique à Linux. .PP Sur les systèmes POSIX où \fBmlock\fP() et \fBmunlock\fP() sont disponibles, la constante symbolique \fB_POSIX_MEMLOCK_RANGE\fP est définie dans \fI\fP et le nombre d'octets par page peut être déterminé grâce à la constante \fBPAGESIZE\fP si définie dans \fI\fP ou en appelant \fIsysconf(_SC_PAGESIZE)\fP. .PP .\" POSIX.1-2001: It shall be defined to -1 or 0 or 200112L. .\" -1: unavailable, 0: ask using sysconf(). .\" glibc defines it to 1. Sur les systèmes POSIX sur lesquels \fBmlockall\fP() et \fBmunlockall\fP() sont disponibles, la constante symbolique \fB_POSIX_MEMLOCK\fP est définie dans \fI\fP comme étant une valeur supérieure à \fB0\fP. (Consultez aussi \fBsysconf\fP(3).) .SH NOTES Il y a deux domaines principaux d'applications du verrouillage de pages\ : les algorithmes en temps réel et le traitement de données confidentielles. Les applications temps réel réclament un comportement temporel déterministe, et la pagination est, avec l'ordonnancement, une cause majeure de délais imprévus. Ces algorithmes basculent habituellement sur un ordonnancement temps\(hyréel avec \fBsched_setscheduler\fP(2). Les logiciels de cryptographie manipulent souvent quelques octets hautement confidentiels, comme des mots de passe ou des clés privées. À cause de la pagination, ces données secrètes risquent d'être transférées sur un support physique où elles pourraient être lues par un ennemi longtemps après que le logiciel se soit terminé. Soyez toutefois conscient que le mode suspendu sur les portables et certains ordinateurs de bureau sauvegardent une copie de la mémoire sur le disque, quels que soient les verrouillages. .PP Les processus temps\(hyréel utilisant \fBmlockall\fP() pour éviter les délais dus à la pagination doivent réserver assez de pages verrouillées pour la pile avant d'entrer dans la section temporellement critique, afin qu'aucun défaut de page ne survienne lors d'un appel de fonction. Cela peut être obtenu en appelant une fonction qui alloue une variable automatique suffisamment grande (comme un tableau) et écrit dans la mémoire occupée par ce tableau afin de modifier ces pages de pile. Ainsi, suffisamment de pages seront projetées pour la pile et pourront être verrouillées. Les écritures bidon permettent de s'assurer que même les pages copiées à l'écriture ne causeront pas de défaut de page dans la section critique. .PP Les verrouillages de mémoire ne sont pas récupérés par un enfant lors d'un \fBfork\fP(2) et sont automatiquement supprimés (déverrouillés) au cours d'un \fBexecve\fP(2) ou lorsque le processus se termine. Les paramètres \fBMCL_FUTURE\fP et \fBMCL_FUTURE | MCL_ONFAULT\fP de \fBmlockall\fP() ne sont pas récupérés par un enfant créé par \fBfork\fP(2) et sont effacés au cours d'un \fBexecve\fP(2). .PP Remarquez que \fBfork\fP(2) préparera l'espace d'adressage pour une opération copie\-en\-écriture. La conséquence est que tout accès en écriture consécutif créera une erreur de pagination qui, elle\-même, peut causer des latences importantes dans un processus en temps réel. Il est donc crucial de ne pas appeler \fBfork\fP(2) après des opérations \fBmlockall\fP() ou \fBmlock\fP()\ ; même à partir d'un thread qui tourne en priorité basse dans un processus dont un thread tourne en priorité haute. .PP Le verrouillage de mémoire sur une zone est automatiquement enlevé si la zone est invalidée par \fBmunmap\fP(2). .PP Il n'y a pas d'empilement des verrouillages mémoire, ce qui signifie qu'une page verrouillée plusieurs fois par des appels \fBmlock\fP(), \fBmlock2\fP() ou \fBmlockall\fP() sera libérée en un seul appel à \fBmunlock\fP() pour la zone mémoire correspondante ou par un appel à \fBmunlockall\fP(). Les pages qui sont projetées à plusieurs endroits ou par plusieurs processus restent verrouillées en mémoire vive tant qu'il y a au moins un processus ou une zone qui les verrouille. .PP Si un appel à \fBmlockall\fP(), qui utilise l'attribut \fBMCL_FUTURE\fP, est suivi d'un autre appel qui n'indique pas cet attribut, les changements effectués par l'appel \fBMCL_FUTURE\fP seront perdus. .PP L'attribut \fBMLOCK_ONFAULT\fP de \fBmlock2\fP() et celui \fBMCL_ONFAULT\fP de \fBmlockall\fP() permettent un verrouillage efficace de la mémoire pour les applications qui ont à faire à de grandes projections où seulement une (petite) partie des pages de la projection sont modifiées. Dans ce cas, le verrouillage de toutes les pages d'une projection risquerait une sanction lourde de verrouillage de mémoire. .SS "Notes pour Linux" Sous Linux, \fBmlock\fP(), \fBmlock2\fP() et \fBmunlock\fP() arrondissent automatiquement \fIaddr\fP à la frontière de page la plus proche. Toutefois, la spécification POSIX.1 de \fBmlock\fP() et de \fBmunlock\fP() permet à l'implémentation d'imposer que \fIaddr\fP soit alignée sur une frontière de page. Les applications portables devraient s'en assurer. .PP Le champ \fIVmLck\fP du fichier \fI/proc/PID/status\fP spécifique à Linux indique combien de kilooctets de mémoire le processus d'identifiant \fIPID\fP a verrouillé en utilisant \fBmlock\fP(), \fBmlock2\fP(), \fBmlockall\fP() et \fBMAP_LOCKED\fP de \fBmmap\fP(2). .SS "Limites et permissions" Sous Linux 2.6.8 et précédents, un processus doit être privilégié (\fBCAP_IPC_LOCK\fP) pour verrouiller de la mémoire et la limite souple \fBRLIMIT_MEMLOCK\fP définit le nombre maximal d'octets que le processus peut verrouiller en mémoire. .PP Depuis Linux 2.6.9, aucune limite n'est placée sur la quantité de mémoire pouvant être verrouillée par un processus privilégié, et la limite souple \fBRLIMIT_MEMLOCK\fP définit la quantité maximale de mémoire pouvant être verrouillée par un processus non privilégié. .SH BOGUES .\" commit 0cf2f6f6dc605e587d2c1120f295934c77e810e8 Dans Linux 4.8 et antérieurs, un bogue dans le calcul par le noyau de la mémoire verrouillée pour les processus non privilégiés (à savoir sans \fBCAP_IPC_LOCK\fP) faisait que si la région indiquée par \fIaddr\fP et \fIlen\fP incluait un verrou existant, les octets déjà verrouillés dans la région incluante étaient comptés deux fois lors de la vérification de leur atteinte de limite. Un tel double comptage calculerait mal une valeur de «\ mémoire verrouillée totale\ » du processus qui a dépassé la limite \fBRLIMIT_MEMLOCK\fP, si bien que \fBmlock\fP() et \fBmlock2\fP() échoueraient sur des requêtes qui auraient dû réussir. Ce bogue a été corrigé dans Linux 4.9. .PP Dans Linux de la branche\ 2.4 des noyaux, jusqu'à Linux\ 2.4.17 inclus, le paramètre \fBMCL_FUTURE\fP de \fBmlockall\fP() était hérité par l'enfant après un \fBfork\fP(2) en raison d'un bogue. Cela a été corrigé dans Linux\ 2.4.18. .PP .\" See the following LKML thread: .\" http://marc.theaimsgroup.com/?l=linux-kernel&m=113801392825023&w=2 .\" "Rationale for RLIMIT_MEMLOCK" .\" 23 Jan 2006 Depuis Linux\ 2.6.9, si un processus privilégié appelle \fImlockall(MCL_FUTURE)\fP et réduit ses privilèges plus tard (perd la capacité \fBCAP_IPC_LOCK\fP, par exemple en prenant un UID effectif non nul), les allocations de mémoires suivantes (p.ex. \fBmmap\fP(2), \fBbrk\fP(2)) échoueront si la limite \fBRLIMIT_MEMLOCK\fP est dépassée. .SH "VOIR AUSSI" \fBmincore\fP(2), \fBmmap\fP(2), \fBsetrlimit\fP(2), \fBshmctl\fP(2), \fBsysconf\fP(3), \fBproc\fP(5), \fBcapabilities\fP(7) .PP .SH TRADUCTION La traduction française de cette page de manuel a été créée par Christophe Blaess , Stéphan Rafin , Thierry Vignaud , François Micaux, Alain Portal , Jean-Philippe Guérard , Jean-Luc Coulon (f5ibh) , Julien Cristau , Thomas Huriaux , Nicolas François , Florentin Duneau , Simon Paillard , Denis Barbier , David Prévot et Jean-Philippe MENGUAL . .PP Cette traduction est une documentation libre ; veuillez vous reporter à la .UR https://www.gnu.org/licenses/gpl-3.0.html GNU General Public License version 3 .UE concernant les conditions de copie et de distribution. 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