ファイルディスクリプターの複製¶

F_DUPFD (int)

Duplicate the file descriptor fd using the lowest-numbered available file descriptor greater than or equal to arg. This is different from dup2(2), which uses exactly the file descriptor specified.

成功すると、新しいファイルディスクリプターが返される。

詳細は dup(2) を参照のこと。

F_DUPFD_CLOEXEC (int; Linux 2.6.24 以降)

F_DUPFD と同様だが、それに加えて複製されたファイルディスクリプターに対して close-on-exec フラグをセットする。 このフラグを指定することで、プログラムは FD_CLOEXEC フラグをセットするために fcntl() の F_SETFD 操作を追加で行う必要がなくなる。 このフラグがなぜ有用かについては、 open(2) の O_CLOEXEC の説明を参照のこと。

ファイルディスクリプターフラグ¶

The following commands manipulate the flags associated with a file descriptor. Currently, only one such flag is defined: FD_CLOEXEC, the close-on-exec flag. If the FD_CLOEXEC bit is set, the file descriptor will automatically be closed during a successful execve(2). (If the execve(2) fails, the file descriptor is left open.) If the FD_CLOEXEC bit is not set, the file descriptor will remain open across an execve(2).

F_GETFD (void)

Return (as the function result) the file descriptor flags; arg is ignored.

F_SETFD (int)

ファイルディスクリプターフラグに arg で指定した値を設定する。

マルチスレッドプログラムでは、 fcntl() の F_SETFD を使って close-on-exec フラグを設定するのと同時に、 別のスレッドで execve(2) と fork(2) を実行することは、競合条件次第では、 そのファイルディスクリプターが子プロセスで実行されるプログラムに意図せず見えてしまうという危険性がある。 詳細とこの問題への対処法については open(2) の O_CLOEXEC フラグの議論を参照のこと。

ファイル状態フラグ¶

オープンファイル記述 (open file description) には、 ファイル記述毎に設定される状態フラグがいくつかある。これらのフラグは open(2) によって初期化され、 fcntl(2) により変更することもできる。これらは、 (dup(2), fcntl(F_DUPFD), fork(2) などで) 複製されたファイルディスクリプター同士は 同じオープンファイル記述を参照する。 そのため、 同じファイル状態フラグが共有される。

ファイル状態フラグとその意味は open(2) で説明されている。

F_GETFL (void)

Return (as the function result) the file access mode and the file status flags; arg is ignored.

F_SETFL (int)

ファイル状態フラグに arg で指定された値を設定する。 arg のうち、ファイルのアクセスモード (O_RDONLY, O_WRONLY, O_RDWR) とファイル作成フラグ (すなわち O_CREAT, O_EXCL, O_NOCTTY, O_TRUNC) に関するビットは無視される。 Linux では、このコマンドで変更できるのは O_APPEND, O_ASYNC, O_DIRECT, O_NOATIME, O_NONBLOCK フラグだけである。フラグ O_DSYNC, O_SYNC を変更することはできない。下記の「バグ」を参照。

アドバイザリーレコードロック¶

Linux は昔からある (「プロセスに関連付けられる」) UNIX のレコードロックを実装している。 このレコードロックは POSIX で標準化されている。 Linux 固有のより良い動作を行うロックについては、下記のオープンファイル記述ロックの議論を参照のこと。

F_SETLK, F_SETLKW, F_GETLK は、レコードロックの獲得／解放／テストのために使用する (レコードロックは、バイト範囲ロック、ファイルセグメントロック、ファイル領域ロックとも呼ばれる)。 三番目の引数 lock は、以下に示すフィールドを含む構造体へのポインターである (フィールドの順序は関係なく、構造体に他のフィールドがあってもよい)。

struct flock {


    ...


    short l_type;    /* Type of lock: F_RDLCK,


                        F_WRLCK, F_UNLCK */


    short l_whence;  /* How to interpret l_start:


                        SEEK_SET, SEEK_CUR, SEEK_END */


    off_t l_start;   /* Starting offset for lock */


    off_t l_len;     /* Number of bytes to lock */


    pid_t l_pid;     /* PID of process blocking our lock


                        (set by F_GETLK and F_OFD_GETLK) */


    ...
};

この構造体の l_whence, l_start, l_len フィールドで、ロックを行いたいバイト範囲を指定する。 ファイルの末尾より後ろのバイトをロックすることはできるが、 ファイルの先頭より前のバイトをロックすることはできない。

l_start はロックを行う領域の開始オフセットである。 その意味は l_whence により異なる: l_whence が SEEK_SET の場合はファイルの先頭からのオフセット、 l_whence が SEEK_CUR の場合は現在のファイルオフセットからのオフセット、 l_whence が SEEK_END の場合はファイルの末尾からのオフセットと解釈される。 後ろの２つの場合には、 ファイルの先頭より前にならない範囲で、 l_start に負の値を指定することができる。

l_len はロックしたいバイト数を示す。 l_len が正の場合、ロックされるバイト範囲は l_start 以上 l_start+l_len-1 以下となる。 l_len に 0 を指定した場合は特別な意味を持つ: l_whence and l_start で指定される位置からファイルの末尾までの全てのバイトをロックする (ファイルがどんなに大きくなったとしてもファイルの末尾までロックする)。

POSIX.1-2001 では、負の値の l_len をサポートする実装を認めている (必須ではない)。 l_len が負の場合、ロックされるバイト範囲は l_start+l_len 以上 l_start-1 以下となる。 この動作はカーネル 2.4.21 以降および 2.5.49 以降の Linux で サポートされている。

l_type フィールドは、ファイルに対して読み出しロック (F_RDLCK) と書き込みロック (F_WRLCK) のどちらを 設定するかを指定する。 ファイルのある領域に対して、読み出しロック (共有ロック) を保持できる プロセス数に制限はないが、書き込みロック (排他ロック) を保持できる のは一つのプロセスだけである。排他ロックを設定すると、(共有ロックか 排他ロックにかかわらず) 他のロックは何も設定できない。 一つのプロセスは、ファイルのある領域に対して一種類のロックしか保持できない。 新規のロックがロックが設定されている領域に対して適用されると、既存のロック は新規のロックの種別に変換される (新規のロックで指定されたバイト範囲が既存ロックの範囲と一致する場合以外では、 変換の過程で既存のロックの分割、縮小、結合が行われることがある)。

F_SETLK (struct flock *)

(l_type が F_RDLCK か F_WRLCK の場合は) ロックの獲得を、 (F_UNLCK の場合は) ロックの解放を、 flock 構造体のフィールド l_whence, l_start, l_len で指定された範囲のバイトに対して行う。 指定されたロックが他のプロセスが設定しているロックと衝突する場合は、 -1 を返し、 errno に EACCES か EAGAIN を設定する。 (この場合に返されるエラーは実装により異なる。 そのため、 POSIX では移植性が必要なアプリケーションでは、 これらの両方のエラーをチェックすることが必要としている。)

F_SETLKW (struct flock *)

F_SETLK と同様だが、こちらではそのファイルに対して衝突するロックが 適用されていた場合に、そのロックが解放されるのを待つ点が異なる。 待っている間にシグナルを受けた場合は、システムコールは中断され、 (シグナルハンドラーが戻った直後に) 返り値 -1 を返す (また errno に EINTR が設定される; signal(7) 参照)。

F_GETLK (struct flock *)

このコールの呼び出し時には、 lock にはそのファイルに適用しようとするロックに関する情報が入っている。 ロックを適用できる場合には、 fcntl() は実際にはロックを行わず、 構造体 lock の l_type フィールドに F_UNLCK を返し、 他のフィールドは変更しない。

違う種別のロックが (一つもしくは複数) 適用されていてロックを適用できないような場合には、 fcntl() は、 原因となったロックの一つについての詳細を、 lock のフィールド l_type, l_whence, l_start, l_len で返す。 衝突するロックが昔からある (プロセスに関連付けられる) レコードロックの場合、 l_pid フィールドにロックを保持しているプロセスの PID が設定される。 衝突するロックがオープンファイル記述ロックの場合、 l_pid に -1 が設定される。 呼び出し元がその内容を参照した時点では、 返された情報はすでに古いものとなっている可能性がある点に注意すること。

読み出しロックを適用するには、 fd は読み出し用にオープンされていなければならない。 書き込みロックを適用するには、 fd は書き込み用にオープンされていなければならない。 読み書き両方のロックを適用するには、読み書き両用で ファイルをオープンしなければならない。

F_SETLKW でロックを適用する際、 カーネルはデッドロックの検出を行う。 2 つ以上のプロセスが、 他のプロセスが保持するロックにより互いにブロックされるようなロック要求を行っているかを検査する。 例えば、 プロセス A があるファイルのバイト 100 に対して書き込みロックを保持していて、 プロセス B がバイト 200 に対して書き込みロックを保持しているとする。 各プロセスが F_SETLKW を使って他のプロセスによるすでにロックされているバイトをロックしようとすると、 デッドロック検出がない場合、 両方のプロセスが無限に停止することになる。 カーネルはこのようなデッドロックを検出すると、 停止していたロック要求の一つをエラー EDEADLK ですぐに失敗させる。 このエラーを受け取ったアプリケーションは、 必要なロックを再度獲得しようとする前に、 他のアプリケーションが実行できるように自分が保持するロックのいくつかを解放する必要がある。 3 つ以上のプロセスが関連する循環するデッドロックも検出される。 ただし、 カーネルのデッドロック検出アルゴリズムには制限がある点に注意すること。 「バグ」を参照。

レコードロックは F_UNLCK で明示的に削除されるだけでなく、 そのプロセスが終了した際には自動的に解放される。

レコードのロックは fork(2) で作成された子プロセスには継承されないが、 execve(2) の前後では保存される。

stdio(3) ではバッファーリングが行われるので、 stdio 関連の関数ではレコードのロックの使用は回避される; 代わりに read(2) や write(2) を使用すること。

上記で説明したレコードロックはプロセスと関連付けられる (以下で説明するオープンファイル記述ロックと異なる点である)。 そのため、 残念ながら以下のようなことが起こる。

• プロセスがロックが適用されているファイルを参照しているファイルディスクリプターの「いずれか」をクローズした場合、 そのファイルに対するそのプロセスのすべてのロックが解放される。 この動作はまずい。 あるプロセスが /etc/passwd や /etc/mtab といったファイルにロックを適用しているときに、 あるライブラリ関数が何かの理由で同じファイルを open, read, close すると、そのファイルへのロックが失われることになる。
• 1 つのプロセス内のスレッドはロックを共有する。 言い換えると、 マルチスレッドのプログラムで、 レコードロックを使って、 複数のスレッドが同時に 1 つのファイルの同じ領域にアクセスしないようにすることはできないということだ。

オープンファイル記述ロックを使うとこれらの問題が解決できる。

オープンファイル記述ロック (非 POSIX)¶

Open file description locks are advisory byte-range locks whose operation is in most respects identical to the traditional record locks described above. This lock type is Linux-specific, and available since Linux 3.15. (There is a proposal with the Austin Group to include this lock type in the next revision of POSIX.1.) For an explanation of open file descriptions, see open(2).

2 つのロック種別の主な違いは、 昔からあるレコードロックはプロセスに関連付けられるのに対して、 オープンファイル記述ロックはロックが獲得されるオープンファイル記述に関連付けられる点である。 この動作は flock(2) で獲得されるロックによく似ている。 結果として (昔からあるアドバイザリーレコードロックと違い)、 オープンファイル記述ロックは fork(2) (や CLONE_FILES 付きの clone(2)) の前後で継承され、 ファイルのクローズ時に解放されるのではなく、 オープンファイル記述の最後のクローズ時にのみ自動的に解放される。

Conflicting lock combinations (i.e., a read lock and a write lock or two write locks) where one lock is an open file description lock and the other is a traditional record lock conflict even when they are acquired by the same process on the same file descriptor.

同じオープンファイル記述経由 (同じファイルディスクリプター経由や fork(2), dup(2), fcntl() F_DUPFD などで作成されたファイルディスクリプターの複製経由) で適用されたオープンファイル記述ロックは常に互換性がある。 つまり、 すでにロックされている領域に対して新しいロックが適用された場合、 既存のロックは新しいロック種別に変換される。 (上記で説明した通り、 このような変換の結果、 既存のロックの分割、 縮小、 結合が行われることがある。)

一方、 異なるオープンファイル記述経由で獲得されると、 オープンファイル記述ロックは互いに競合する。 したがって、 マルチスレッドプログラムのスレッドは、 各スレッドがそれぞれ自分で open(2) を実行し、 得られたファイルディスクリプター経由でロックを適用することで、 オープンファイル記述ロックを使って一つのファイル領域えのアクセスを同期させることができる。

昔からあるレコードロックの場合と同様、 fcntl() の第 3 引数 lock は flock 構造体へのポインターである。 昔からあるレコードロックと違い、 下記で説明するコマンドを使う際には、 この構造体のフィールド l_pid に 0 を設定しなければならない。

オープンファイル記述ロックで使用できるコマンドは、 昔からあるロックのコマンドと同じである。

F_OFD_SETLK (struct flock *)

(l_type が F_RDLCK か F_WRLCK の場合は) オープンファイル記述のロックの獲得を、 (F_UNLCK の場合は) オープンファイル記述のロックの解放を、 flock 構造体のフィールド l_whence, l_start, l_len で指定された範囲のバイトに対して行う。 指定されたロックが他のプロセスが設定しているロックと衝突する場合は、 -1 を返し、 errno に EAGAIN を設定する。

F_OFD_SETLKW (struct flock *)

F_OFD_SETLK と同様だが、こちらではそのファイルに対して衝突するロックが 適用されていた場合に、そのロックが解放されるのを待つ点が異なる。 待っている間にシグナルを受けた場合は、システムコールは中断され、 (シグナルハンドラーが戻った直後に) 返り値 -1 を返す (また errno に EINTR が設定される; signal(7) 参照)。

F_OFD_GETLK (struct flock *)

このコールの呼び出し時には、 lock にはそのファイルに適用しようとするロックに関する情報が入っている。 ロックを適用できる場合には、 fcntl() は実際にはロックを行わず、 構造体 lock の l_type フィールドで F_UNLCK を返し、 他のフィールドは変更しない。 違う種別のロックが (一つもしくは複数) 適用されていてロックを適用できないような場合には、 原因となったロックの一つについての詳細が lock で返される。 詳細は上記の F_GETLK を参照。

現在の実装では、 オープンファイル記述ロクではデッドロックの検出は行われない。 (これがプロセスと関連付けられるレコードロックとは異なる点である。 プロセスと関連付けられるレコードロックではカーネルはデッドロックの検出を行う。)

強制ロック (mandatory locking)¶

Warning: the Linux implementation of mandatory locking is unreliable. See BUGS below. Because of these bugs, and the fact that the feature is believed to be little used, since Linux 4.5, mandatory locking has been made an optional feature, governed by a configuration option (CONFIG_MANDATORY_FILE_LOCKING). This is an initial step toward removing this feature completely.

デフォルトでは、 昔からある (プロセスに関連付けられる) レコードロックも、 オープンファイル記述のレコードロックも、 アドバイザリーロックである。 アドバイザリーロックに強制力はなく、協調して動作するプロセス間でのみ有効である。

両方のタイプのロックも強制ロックにすることもできる。 強制ロックは全てのプロセスに対して効果がある。 あるプロセスが互換性のない強制ロックが適用されたファイル領域に対して (read(2) や write(2) により) 互換性のないアクセスを実行しようとした場合、 アクセスの結果は そのファイルのオープンファイル記述で O_NONBLOCK フラグが有効になっているかにより決まる。 O_NONBLOCK フラグが有効になっていないときは、ロックが削除されるか、 ロックがアクセスと互換性のあるモードに変換されるまで、 システムコールは停止 (block) される。 O_NONBLOCK フラグが有効になっているときは、システムコールはエラー EAGAIN で失敗する。

強制ロックを使用するためには、ロック対象のファイルが含まれるファイルシステム と、ロック対象のファイル自身の両方について、強制ロックが有効になっていなけれ ばならない。ファイルシステムについて強制ロックを有効にするには、 mount(8) に "-o mand" オプションを渡すか、 mount(2) に MS_MANDLOCK フラグを指定する。ファイルについて強制ロックを有効にするには、 そのファイルのグループ実行許可 (group execute permission) を無効とし、 かつ set-group-ID 許可ビットを有効にする (chmod(1) と chmod(2) を参照)。

強制ロックは POSIX では規定されていない。 他のいくつかのシステムでも強制ロックはサポートされているが、 強制ロックをどのようにして有効にするかの詳細はシステムより異なる。

Lost locks¶

When an advisory lock is obtained on a networked filesystem such as NFS it is possible that the lock might get lost. This may happen due to administrative action on the server, or due to a network partition (i.e., loss of network connectivity with the server) which lasts long enough for the server to assume that the client is no longer functioning.

When the filesystem determines that a lock has been lost, future read(2) or write(2) requests may fail with the error EIO. This error will persist until the lock is removed or the file descriptor is closed. Since Linux 3.12, this happens at least for NFSv4 (including all minor versions).

Some versions of UNIX send a signal (SIGLOST) in this circumstance. Linux does not define this signal, and does not provide any asynchronous notification of lost locks.

シグナルの管理¶

F_GETOWN, F_SETOWN, F_GETOWN_EX, F_SETOWN_EX, F_GETSIG, F_SETSIG は、I/O が利用可能になったことを示すシグナルを管理するために使用される。

F_GETOWN (void)

ファイルディスクリプター fd のイベントに対するシグナル SIGIO および SIGURG を受けているプロセスのプロセス ID かプロセスグループ ID を (関数の結果として) 返す。 プロセス ID は正の値として返される。 プロセスグループ ID は負の値として返される (下記のバグの章を参照)。 arg は無視される。

F_SETOWN (int)

Set the process ID or process group ID that will receive SIGIO and SIGURG signals for events on the file descriptor fd. The target process or process group ID is specified in arg. A process ID is specified as a positive value; a process group ID is specified as a negative value. Most commonly, the calling process specifies itself as the owner (that is, arg is specified as getpid(2)).

As well as setting the file descriptor owner, one must also enable generation of signals on the file descriptor. This is done by using the fcntl() F_SETFL command to set the O_ASYNC file status flag on the file descriptor. Subsequently, a SIGIO signal is sent whenever input or output becomes possible on the file descriptor. The fcntl() F_SETSIG command can be used to obtain delivery of a signal other than SIGIO.

Sending a signal to the owner process (group) specified by F_SETOWN is subject to the same permissions checks as are described for kill(2), where the sending process is the one that employs F_SETOWN (but see BUGS below). If this permission check fails, then the signal is silently discarded. Note: The F_SETOWN operation records the caller's credentials at the time of the fcntl() call, and it is these saved credentials that are used for the permission checks.

ファイルディスクリプターがソケットを参照している場合は、 F_SETOWN を使用して、ソケットに帯域外 (out-of-band) データが届いた時に SIGURG シグナルを配送する相手を選択することもできる (SIGURG が送られた場合には select(2) がソケットが「特別な状態」にあると報告することだろう)。

バージョン 2.6.11 以前の 2.6.x カーネルでは、以下に示す動作であった。

上記の動作は、Linux 2.6.12 で図らずも削除され、 元に戻されない予定である。 Linux 2.6.32 以降で、特定のスレッド宛にシグナル SIGIO と SIGURG を送るには F_SETOWN_EX を使うこと。

F_GETOWN_EX (struct f_owner_ex *) (Linux 2.6.32 以降)

直前の F_SETOWN_EX 操作で定義された現在のファイルディスクリプターの所有者設定 を返す。情報は arg が指す構造体に格納されて返される。構造体は以下の通りである。

struct f_owner_ex {


    int   type;


    pid_t pid;
};
    

type フィールドは、 F_OWNER_TID , F_OWNER_PID , F_OWNER_PGRP のいずれか一つの値となる。 pid フィールドは、スレッド ID、プロセス ID、プロセスグループ ID を 表す正の整数である。詳細は F_SETOWN_EX を参照。

F_SETOWN_EX (struct f_owner_ex *) (Linux 2.6.32 以降)

この操作は F_SETOWN と同様の処理を行う。 この操作を使うと、I/O が利用可能になったことを示すシグナルを、 特定のスレッド、プロセス、プロセスグループに送ることができる ようになる。 呼び出し元は、 arg 経由でシグナルの配送先を指定する。 arg は f_owner_ex 構造体へのポインターである。 type フィールドは以下のいずれかの値を取り、 この値により pid がどのように解釈されるかが規定される。

F_GETSIG (void)

入力や出力が可能になった場合に送るシグナルを (関数の結果として) 返す。 値ゼロは SIGIO を送ることを意味する。 (SIGIO を含む) 他の値はいずれも、 SIGIO の代わりに送るシグナル番号を表す。 後者の場合、シグナルハンドラーを SA_SIGINFO フラグ付きで設定すれば、ハンドラーで追加の情報を得ることができる。 arg は無視される。

F_SETSIG (int)

入力や出力が可能になった場合に送るシグナルを arg に指定された値に設定する。 値ゼロは SIGIO を送ることを意味する。 (SIGIO を含む) 他の値はいずれも、 SIGIO の代わりに送るシグナル番号を表す。 後者の場合、シグナルハンドラーを SA_SIGINFO フラグ付きで設定すれば、 ハンドラーで追加の情報を得ることができる。

F_SETSIG にゼロ以外の値を設定し、シグナルハンドラーに SA_SIGINFO フラグを設定すると、 (sigaction(2) を参照) I/O イベントに関する追加の情報が siginfo_t 構造体でシグナルハンドラーへ渡される。 si_code フィールドが示すシグナルの原因が SI_SIGIO である場合、 si_fd フィールドにはイベントに対応するファイルディスクリプターが入っている。 それ以外の場合は、どのファイルディスクリプターが利用可能かを示す情報は ないので、どのファイルディスクリプターで I/O が可能かを判断するためには 通常の機構 (select(2), poll(2), O_NONBLOCK を設定した read(2) など) を使用しなければならない。

Note that the file descriptor provided in si_fd is the one that was specified during the F_SETSIG operation. This can lead to an unusual corner case. If the file descriptor is duplicated (dup(2) or similar), and the original file descriptor is closed, then I/O events will continue to be generated, but the si_fd field will contain the number of the now closed file descriptor.

リアルタイムシグナル (値が SIGRTMIN 以上) を選択している場合は、 同じシグナル番号を持つ複数の I/O イベントがキューに入ることがある (キューに入れるかどうかは利用可能なメモリーに依存している)。 上記と同様、 SA_SIGINFO が設定されている場合、シグナルハンドラーのための追加の情報が得られる。

以下の点に注意すること。 Linux では一つのプロセスに対してキューに入れられるリアルタイム シグナルの数に上限が設けられており (getrlimit(2) と signal(7) を参照)、この上限に達するとカーネルは SIGIO シグナルを配送する。この SIGIO シグナルは、指定されたスレッドではなくプロセス全体に送られる。

これらの機構を使用することで、ほとんどの場合で select(2) や poll(2) を使用せずに完全な非同期 I/O を実装することができる。

O_ASYNC の使用方法は BSD と Linux に特有である。 POSIX.1 で規定されている F_GETOWN と F_SETOWN の使用方法は、ソケットに対する SIGURG シグナルとの組み合わせだけである (POSIX は SIGIO シグナルは規定していない)。 F_GETOWN_EX, F_SETOWN_EX, F_GETSIG, F_SETSIG は Linux 固有である。POSIX には、同様のことを行うために、非同期 I/O と aio_sigevent 構造体がある。Linux では、GNU C ライブラリ (Glibc) の一部として これらも利用可能である。

リース (leases)¶

(Linix 2.4 以降で利用可能) F_SETLEASE は、 fd が参照するオープンファイル記述に対して新しいリースを設定するのに使用される。 F_GETLEASE は、 fd が参照するオープンファイル記述に対して設定されている 現在のリースを取得するのに使用される。 ファイルのリースにより、 あるプロセス ("lease breaker") がそのファイルディスクリプターが参照 しているファイルに対して open(2) や truncate(2) を行おうとした際に、リースを保持しているプロセス ("lease holder") へ (シグナルの配送による) 通知が行われるという機構が提供される。

F_SETLEASE (int)

arg の内容に基いてファイルのリースの設定、削除を行う。整数 arg には以下の値が指定できる:

リースはオープンファイル記述に対して関連付けられる (open(2) 参照)。 つまり、 (fork(2) や dup(2) などにより作成された) ファイルディスクリプターの複製は同じリースを参照し、 複製も含めたどのファイルディスクリプターを使ってもこのリースを変更したり 解放したりできる。 また、これらのファイルディスクリプターのいずれかに対して F_UNLCK 操作が明示的に実行された場合や、すべてのファイルディスクリプターが 閉じられた場合にも、リースは解放される。

リースの取得は通常のファイル (regular file) に対してのみ可能である。 非特権プロセスがリースを取得できるのは、UID (所有者) がプロセスの ファイルシステム UID と一致するファイルに対してだけである。 CAP_LEASE ケーパビリティを持つプロセスは任意のファイルに対してリースを取得できる。

F_GETLEASE (void)

ファイルディスクリプター fd に対して設定されているリースの種別を取得する。 F_RDLCK, F_WRLCK, F_UNLCK のいずれかが返される。 F_RDLCK, F_WRLCK はそれぞれ、読み出しリース、書き込みリースが設定されていることを示し、 F_UNLCK はリースが何も設定されていないことを示す。 arg は無視される。

あるプロセス ("lease breaker") が F_SETLEASE で設定されたリースと矛 盾するような open(2) や truncate(2) を実行した場合、 そのシステム コールはカーネルによって停止され、 カーネルは lease holder にシグナル (デフォルトでは SIGIO) を送って通知を行う。 lease holder はこのシグ ナルを受信したときにはきちんと対応すべきである。 具体的には、別のプロセ スがそのファイルにアクセスするための準備として 必要な後片付け (例えば、 キャッシュされたバッファーのフラッシュ) を すべて行ってから、そのファイル のリースの削除または格下げを行う。リースを削除をするには、 arg に F_UNLCK を指定して F_SETLEASE を実行する。lease holder がファイル に書き込みリースを保持していて、 lease breaker が読み出し用にそのファイ ルをオープンしている場合、 lease holder が保持しているリースを読み出し リースに格下げすれば 十分である。これをするには、 arg に F_RDLCK を指定して F_SETLEASE を実行する。

If the lease holder fails to downgrade or remove the lease within the number of seconds specified in /proc/sys/fs/lease-break-time, then the kernel forcibly removes or downgrades the lease holder's lease.

いったん lease break が開始されると、 lease holder が自発的にそのリース の格下げか削除を行うか、lease break timer の満了後にカーネルが強制的に リースの格下げか削除を行うまで、 F_GETLEASE は対象となるリースの型を 返す (リースの型は F_RDLCK か F_UNLCK のどちらであり、lease breaker と互換性のある型となる)。

一度リースの削除か格下げが自発的もしくは強制的に行われると、 lease breaker がまだシステムコールを再開していない場合には、 カーネルが lease breaker のシステムコールの続行を許可する。

lease breaker が実行した open(2) や truncate(2) が停止中にシグナルハンドラーにより中断された場合、 そのシステムコールは EINTR エラーで失敗するが、上で述べた他の処理は そのまま行われる。 open(2) や truncate(2) が停止中に lease breaker がシグナルにより kill された場合、 上で述べた他の処理はそのまま行われる。 lease breaker が open(2) を呼ぶ際に O_NONBLOCK フラグを指定した場合、そのシステムコールは EWOULDBLOCK エラーで直ちに失敗するが、上で述べた他の処理はそのまま行われる。

lease holder への通知に使われるデフォルトのシグナルは SIGIO だが、 fcntl() の F_SETSIG コマンドで変更することができる。 F_SETSIG コマンドが実行され (SIGIO を指定された場合も含む)、 SA_SIGINFO フラグ付きでシグナルハンドラーが設定されている場合には、 ハンドラーの第二引数として siginfo_t 構造体が渡され、この引数の si_fd フィールドには別のプロセスがアクセスしたリース設定済みファイルのファイルディスクリプターが入っている (この機能は複数のファイルに対してリースを設定する場合に有用である)。

ファイルやディレクトリの変更の通知 (dnotify)¶

F_NOTIFY (int)

(Linux 2.4 以降) fd で参照されるディレクトリか、その中にあるファイルに変更があった場合に 通知を行う。どのイベントを通知するかは arg で指定する。 arg はビットマスクで、以下のビットの 0個以上の論理和をとったものを指定する。

(上記の定義を利用するには、どの ヘッダーファイルをインクルードするより前に、 _GNU_SOURCE 機能検査マクロを定義しなければならない。)

ディレクトリの変更通知は通常「一回限り (one-shot)」であり、 アプリケーション側でその後さらに通知を受信したい場合は 再登録しなければならない。 arg に DN_MULTISHOT が含まれていた場合には、 変更通知は明示的に解除されるまで有効状態が継続する。

F_NOTIFY 要求は積算されていく。つまり、 arg で指定されたイベントがすでにモニタされている イベント集合に加算される形になる。 すべてのイベントの通知を無効にするには、 arg に 0 を指定して F_NOTIFY を呼び出す必要がある。

通知はシグナルの配送で行われる。 デフォルトのシグナルは SIGIO だが、 fcntl() の F_SETSIG コマンドで変更することができる。 (SIGIO はキューイングされない標準のシグナルの一つである点に注意。 リアルタイムシグナルを使うように変更すると、 複数の通知がそのプロセス宛のキューに入ることがあることを意味する。) 後者の場合には、 (SA_SIGINFO フラグ付きでシグナルハンドラーが設定されている場合には) ハンドラーの第二引数として siginfo_t 構造体が渡され、この構造体の si_fd フィールドには通知の行われたファイルディスクリプターが入っている (この機能は複数のディレクトリに対して通知を設定する場合に有用である)。

特に DN_MULTISHOT を使う場合は、通知にはリアルタイムシグナルを使うべきである。 それは、リアルタイムシグナルを使うことで、複数の通知をキューに入れる ことができるからである。

注意: 新しくアプリケーションを書く際には、(カーネル 2.6.13 以降で利用可能となった) inotify インターフェースを使用すべきである。 inotify はファイルシステムイベントの通知を取得するための ずっと優れたインターフェースである。 inotify(7) を参照。

パイプの容量の変更¶

F_SETPIPE_SZ (int; Linux 2.6.35 以降)

fd が参照するパイプの容量を少なくとも arg バイトに変更する。 非特権プロセスは、パイプの容量として、 システムのページサイズと /proc/sys/fs/pipe-max-size で定義される 上限値 (proc(5) 参照) の間の任意の値を設定できる。 パイプの容量をページサイズよりも小さな値に設定しようとした場合は、 暗黙のうちにページサイズに切り上げられる。 非特権プロセスがパイプの容量を /proc/sys/fs/pipe-max-size で定義 された上限より大きな値に設定しようとした場合は、エラー EPERM が 発生する。特権プロセス (CAP_SYS_RESOURCE ケーパビリティを持つ プロセス) はこの上限を上書きできる。

When allocating the buffer for the pipe, the kernel may use a capacity larger than arg, if that is convenient for the implementation. (In the current implementation, the allocation is the next higher power-of-two page-size multiple of the requested size.) The actual capacity (in bytes) that is set is returned as the function result.

パイプの容量を現在データを格納するのに使用されているバッファーのサイズよりも小さくしようとした場合は、エラー EBUSY が発生する。

Note that because of the way the pages of the pipe buffer are employed when data is written to the pipe, the number of bytes that can be written may be less than the nominal size, depending on the size of the writes.

F_GETPIPE_SZ (void; Linux 2.6.35 以降)

fd が参照するパイプの容量を (関数の結果として) 返す。

File Sealing¶

file seal は指定されたファイルで許可される操作の集合を制限する。 ファイルに設定される seal 毎に対応する操作の集合が規定されており、 それ以降のそのファイルに対する対応する操作は EPERM で失敗する。 このようなファイルは sealed (seal が適用されている) と呼ばれる。 デフォルトの seal の集合は、適用されるファイルやファイルシステムに依存する。 file seal の概要、 その目的、 サンプルコードについては memfd_create(2) を参照。

Currently, file seals can be applied only to a file descriptor returned by memfd_create(2) (if the MFD_ALLOW_SEALING was employed). On other filesystems, all fcntl() operations that operate on seals will return EINVAL.

seal は inode の属性である。 したがって、 同じ inode を参照するすべてのオープンされたファイルディスクリプターは、 同じ seal の集合を共有する。 さらに、 seal は削除することはできず、 追加のみ可能である。

F_ADD_SEALS (int; Linux 3.17 以降)

ビットマスク引数 arg で指定された seal を、 ファイルディスクリプター fd が参照する inode の seal の集合に追加する。 一度追加した seal を削除することはできない。 この呼び出しが成功すると、 seal はただちにカーネルにより適用される。 現在の seal の集合に F_SEAL_SEAL (下記参照) が含まれている場合、 この呼び出しは EPERM で拒否される。 すでに設定されている seal を追加した場合、 F_SEAL_SEAL がまだ設定されていない場合は no-op (何もしない) となる。 seal を設定するには、 ファイルディスクリプター fd が書き込み可能でなければならない。

F_GET_SEALS (void; Linux 3.17 以降)

(関数の結果として) fd が参照する inode の seal の現在の集合を返す。 seal が何も設定されていない場合、 0 が返される。 ファイルが sealing をサポートしていない場合、 -1 が返され、 errno に EINVAL が設定される。

以下の seal が利用できる。

F_SEAL_SEAL

この seal が設定されると、 これ以降の F_ADD_SEALS を指定した fcntl() の呼び出しはすべて EPERM エラーで失敗する。 したがって、 この seal を設定すると seal の集合自身の変更を防止できる。 ファイルの最初の seal の集合に F_SEAL_SEAL が含まれていた場合、 結果的に seal の集合が定数になりロックされることになる。

F_SEAL_SHRINK

この seal が設定されると、 設定されたファイルのサイズを小さくできなくなる。 この seal は open(2) の O_TRUNC フラグに影響する。 truncate(2) と ftruncate(2) についても同様である。 対象のファイルのサイズを小さくしようとした場合、 これらの呼び出しは EPERM で失敗する。 ファイルサイズを増やすことはこの場合でも可能である。

F_SEAL_GROW

この seal が設定されると、 設定されたファイルのサイズを増やせなくなる。 この seal はファイルの末尾を超えての write(2) や truncate(2), ftruncate(2), fallocate(2) に影響する。 対象のファイルのサイズを大きくしようとした場合、 これらの呼び出しは EPERM で失敗する。 ファイルサイズが変わらない場合、 小さくなる場合は、 これらの呼び出しはそのまま動作する。

F_SEAL_WRITE

この seal が設定されていると、 ファイルの内容を変更できない。 ファイルのサイズを縮小したり伸張したりすることは可能で許可されている。 したがって、 この seal は通常は他の seal のいずれかと組み合わせて使用される。 この seal は write(2) と fallocate(2) (FALLOC_FL_PUNCH_HOLE フラグとの組み合わせの場合のみ) に影響する。 この seal が設定されると、 これらの呼び出しは EPERM で失敗する。 また、 mmap(2) による新しい書き込み可能な共有メモリーマッピングの作成も EPERM で失敗する。

F_SEAL_WRITE seal を設定するのに F_ADD_SEALS 操作を使った場合、書き込み可能な共有マッピングが存在すると EBUSY で失敗する。 このようなマッピングは、 この seal を追加する前にアンマップしなければならない。 また、 ファイルに対して処理待ちの非同期 I/O 操作 (io_submit(2) がある場合、 処理されていない書き込みは破棄される。

F_SEAL_FUTURE_WRITE (Linux 5.1 以降)

The effect of this seal is similar to F_SEAL_WRITE, but the contents of the file can still be modified via shared writable mappings that were created prior to the seal being set. Any attempt to create a new writable mapping on the file via mmap(2) will fail with EPERM. Likewise, an attempt to write to the file via write(2) will fail with EPERM.

Using this seal, one process can create a memory buffer that it can continue to modify while sharing that buffer on a "read-only" basis with other processes.

File read/write hints¶

Write lifetime hints can be used to inform the kernel about the relative expected lifetime of writes on a given inode or via a particular open file description. (See open(2) for an explanation of open file descriptions.) In this context, the term "write lifetime" means the expected time the data will live on media, before being overwritten or erased.

An application may use the different hint values specified below to separate writes into different write classes, so that multiple users or applications running on a single storage back-end can aggregate their I/O patterns in a consistent manner. However, there are no functional semantics implied by these flags, and different I/O classes can use the write lifetime hints in arbitrary ways, so long as the hints are used consistently.

The following operations can be applied to the file descriptor, fd:

F_GET_RW_HINT (uint64_t *; Linux 4.13 以降)

Returns the value of the read/write hint associated with the underlying inode referred to by fd.

F_SET_RW_HINT (uint64_t *; Linux 4.13 以降)

Sets the read/write hint value associated with the underlying inode referred to by fd. This hint persists until either it is explicitly modified or the underlying filesystem is unmounted.

F_GET_FILE_RW_HINT (uint64_t *; Linux 4.13 以降)

Returns the value of the read/write hint associated with the open file description referred to by fd.

F_SET_FILE_RW_HINT (uint64_t *; Linux 4.13 以降)

Sets the read/write hint value associated with the open file description referred to by fd.

If an open file description has not been assigned a read/write hint, then it shall use the value assigned to the inode, if any.

The following read/write hints are valid since Linux 4.13:

RWH_WRITE_LIFE_NOT_SET

No specific hint has been set. This is the default value.

RWH_WRITE_LIFE_NONE

No specific write lifetime is associated with this file or inode.

RWH_WRITE_LIFE_SHORT

Data written to this inode or via this open file description is expected to have a short lifetime.

RWH_WRITE_LIFE_MEDIUM

Data written to this inode or via this open file description is expected to have a lifetime longer than data written with RWH_WRITE_LIFE_SHORT.

RWH_WRITE_LIFE_LONG

Data written to this inode or via this open file description is expected to have a lifetime longer than data written with RWH_WRITE_LIFE_MEDIUM.

RWH_WRITE_LIFE_EXTREME

Data written to this inode or via this open file description is expected to have a lifetime longer than data written with RWH_WRITE_LIFE_LONG.

All the write-specific hints are relative to each other, and no individual absolute meaning should be attributed to them.

ファイルロック¶

元々の Linux の fcntl() システムコールは (flock 構造体で) 大きな ファイルオフセットを扱えるように設計されていなかった。 その結果、Linux 2.4 で fcntl64() システムコールが追加された。 この新しいシステムコールは、ファイルのロックに flock64 という別の 構造体を利用し、これに対応するコマンドとして F_GETLK64, F_SETLK64, F_SETLKW64 を使用する。 しかし、 glibc を使うアプリケーションではこれらの詳細を無視することが できる。 glibc の fcntl のラッパー関数は新しいシステムコールが 利用できる場合はそれを利用するようになっているからである。

レコードロック¶

カーネル 2.0 以降では、 flock(2) と fcntl() が設定するロック種別の間に相互作用はない。

Several systems have more fields in struct flock such as, for example, l_sysid (to identify the machine where the lock is held). Clearly, l_pid alone is not going to be very useful if the process holding the lock may live on a different machine; on Linux, while present on some architectures (such as MIPS32), this field is not used.

元々の Linux の fcntl() システムコールは (flock 構造体で) 大きな ファイルオフセットを扱えるように設計されていなかった。 その結果、Linux 2.4 で fcntl64() システムコールが追加された。 この新しいシステムコールは、ファイルのロックに flock64 という別の 構造体を利用し、これに対応するコマンドとして F_GETLK64, F_SETLK64, F_SETLKW64 を使用する。 しかし、 glibc を使うアプリケーションではこれらの詳細を無視することが できる。 glibc の fcntl のラッパー関数は新しいシステムコールが 利用できる場合はそれを利用するようになっているからである。

レコードロックと NFS¶

Linux 3.12 より前では、 NFSv4 クライアントが一定時間サーバーと通信がなかった場合 (90 秒間通信がない場合と定義されている)、 クライアントが気付かずにロックを失い再獲得する場合がある。 (通信がなくなったみなす時間は NFSv4 leastime と呼ばれる。 Linux NFS サーバーでは、 この値は /proc/fs/nfsd/nfsv4leasetime を見て決定される。 このファイルの値の単位は秒であり、 このファイルのデフォルト値は 90 である。) この状況では潜在的にデータ破壊が起こる危険性がある。 通信がなかった間に他のプロセスがロックを獲得しファイル入出力を行う場合があるからである。

Linux 3.12 以降、 NFSv4 クライアントがサーバーと通信がなかった場合、 ロックを持っていると「思っている」プロセスがそのファイルに入出力を行うと失敗する。 そのプロセスがそのファイルをいったんクローズし再オープンするまでは入出力は失敗する。 カーネルパラメーター nfs.recover_lost_locks を 1 に設定すると、 Linux 3.12 より前の動作にすることができる。 この場合、 サーバーとの通信が再確立された場合、 クライアントがは失われたロックを回復しようとする。 データ破壊が起こる危険性があるため、 このパラメーターはデフォルトでは 0 (無効) になっている。

F_SETFL¶

F_SETFL を使って、 フラグ O_DSYNC と O_SYNC の状態を変更することはできない。これらのフラグの状態を変更しようとした場合には、黙って無視される。

F_GETOWN¶

いくつかのアーキテクチャー (特に i386) における Linux システムコールの慣習 のため以下の制限が存在する。 F_GETOWN が返す (負の) プロセスグループID が -1 から -4095 の範囲に入った場合、 glibc はこの返り値をシステムコールでエラーが起こったと間違って解釈してしまう。 つまり、 fcntl() の返り値は -1 となり、 errno には (正の) プロセスグループID が設定されることになる。Linux 固有の F_GETOWN_EX ではこの問題を回避できる。 glibc バージョン 2.11 以降では、glibc では F_GETOWN_EX を使って F_GETOWN を実装することで、カーネルの F_GETOWN の問題を見えないようにしている。

F_SETOWN¶

Linux 2.4 以前では、非特権プロセスが F_SETOWN を使って、ソケットのファイルディスクリプターの所有者に 呼び出し元以外のプロセス (やプロセスグループ) を指定すると 発生するバグがある。この場合、 呼び出し元が所有者として指定したプロセス (やプロセスグループ) に シグナルを送る許可を持っていたとしても、 fcntl() が -1 を返し errno に EPERM を設定することがある。 このエラーが返ったにもかかわらず、ファイルディスクリプターの所有者 は設定され、シグナルはその所有者に送られる。

デッドロックの検出¶

F_SETLKW 要求を処理する際にカーネルが使用するデッドロック検出アルゴリズムは、 false negative になる場合 (デッドロックを検出できず、 デッドロックになったプロセスは無限に停止する) も false positive になる場合 (デッドロックがない場合でも EDEADLK エラーとなる) もある。 例えば、 カーネルは依存関係の検索を行うロックの深さを 10 ステップに限定しているが、 このためこれよりも長い循環するデッドロックは検出されない。 また、 clone(2) の CLONE_FILES フラグを使って作成された 2 つ以上のプロセスが (カーネルにとって) 衝突するように見えるロックを適用した場合、 カーネルはデッドロックを誤って検出する。

強制ロック (mandatory locking)¶

Linux の強制ロックの実装は、 競合条件下で強制ロックが不完全になるような場合がある。 ロックと重なって実行された write(2) の呼び出しは強制ロックが獲得された後にもデータを変更することができる。 ロックと重なって実行された read(2) の呼び出しは強制ロックが獲得された後になって行われたデータの変更を 検出することができる。 同様の競合条件が強制ロックと mmap(2) の間にも存在する。それゆえ、強制ロックに頼るのはお薦めできない。