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NOM

Résolution de chemin sous Unix/Linux − Trouver le fichier référencé par son nom

DESCRIPTION

Certains appels systèmes Unix/Linux ont pour paramètre un ou plusieurs noms de fichiers. Un nom de fichier (ou chemin) est résolu de la manière suivante.

Étape 1 : Démarrer le processus de résolution
Si le chemin débute avec le caractère « / », le répertoire de recherche de départ est le répertoire racine du processus courant. (Un processus hérite son répertoire racine de son père. Habituellement, c’est le répertoire racine de la hiérarchie des fichiers. Un processus peut avoir un répertoire racine différent avec l’utilisation de l’appel système chroot(2). Un processus peut récupérer un espace nom privé entier dans le cas où lui — ou un de ses parents — a été démarré par une invocation de l’appel système clone(2) avec l’attribut CLONE_NEWNS positionné.) Cela gère la partie « / » du chemin.

Si le chemin ne débute pas par le caractère « / », le répertoire de recherche de départ du processus de résolution est le répertoire courant du processus. (Lui aussi est hérité du père. Il peut être modifié avec l’appel système chdir(2).)

Les chemins débutant avec le caractère « / » sont appelés chemins absolus. Les chemins ne débutant pas avec le caractère « / » sont appelés chemins relatifs.

Étape 2 : Se promener le long du chemin
Le répertoire de recherche courant est le répertoire de recherche de départ. On appellera composant d’un chemin une sous−chaîne délimitée par des caractères « / ». Chaque composant du chemin qui n’est pas le composant final est recherché dans le répertoire de recherche courant.

Si le processus n’a pas les permissions nécessaires pour effectuer la recherche dans le répertoire de recherche courant, une erreur EACCES est renvoyée (« Permission non accordée », Ndt : « Permission denied »).

Si le composant n’est pas trouvé, une erreur ENOENT est renvoyée (« Aucun fichier ou répertoire de ce type », Ndt : « No such file or directory »).

Si le composant est trouvé mais que ce n’est ni un répertoire, ni un lien symbolique, une erreur ENOTDIR est renvoyée (« N’est pas un répertoire », Ndt : « Not a directory »).

Si le composant est trouvé et que c’est un répertoire, le répertoire de recherche courant devient ce répertoire et on passe au composant suivant.

Si le composant est trouvé et que c’est un lien symbolique, on résout d’abord ce lien (avec le répertoire de recherche courant comme répertoire de recherche de départ). Si une erreur survient, cette erreur est renvoyée. Si le résultat de la résolution n’est pas un répertoire, une erreur ENOTDIR est renvoyée. Si la résolution du lien symbolique est couronnée de succès et renvoie un répertoire, le répertoire de recherche courant devient ce répertoire et on passe au composant suivant. Veuillez noter que le processus de résolution implique une récursivité. Afin de protéger le noyau d’un débordement de pile et également d’un déni de service, il y a des limites à la profondeur maximum de récursivité et aux nombres maximum de liens symboliques suivis. Une erreur ELOOP est renvoyée lors ces maxima sont atteints (« Trop de niveaux de liens symboliques », Ndt : « Too many levels of symbolic links »).

Étape 3 : Trouver l’entrée finale
La recherche du dernier composant du nom de chemin s’effectue de la même manière que les autres composants, comme décrit dans l’étape précédente, avec deux différences : (i) le composant final n’a pas besoin d’être un répertoire (du moins tant que le processus de résolution du chemin est concerné — il peut être ou ne pas être un répertoire, suivant les exigences de l’appel système concerné), et (ii) ce n’est peut−être pas une erreur si le composant n’est pas trouvé — peut−être vient on juste de le créer. Les détails du traitement du composant final sont décrits dans les pages de manuel des appels système concernés.

. et ..
Par convention, chaque répertoire possède les entrées . et .., qui se rapportent, respectivement, au répertoire lui−même et à son répertoire parent.

Le processus de résolution de chemin considère que ces entrées ont leurs sens conventionnels, sans considération de leur existence ou non sur le système de fichiers.

On ne peut plus sortir passée la racine : /.. est identique à /.

Points de montage
Après une commande mount périphérique chemin, le nom de chemin chemin fait référence à la racine de la hiérarchie du système de fichiers sur le périphérique, et plus du tout ce qu’il référençait précédemment.

On peut sortir d’un système de fichiers monté : chemin/.. fait référence au répertoire parent de chemin, en dehors de la hiérarchie du système de fichiers sur périphérique.

Barres obliques de fin
Si un nom de chemin finit avec un « / », cela force la résolution du composant qui le précède comme décrit dans l’étape 2 — le composant doit exister et être résolu comme répertoire. Autrement, un « / » final est ignoré. (Ou bien, de manière équivalente, un nom de chemin avec un « / » final est équivalent au nom de chemin obtenu en ajoutant « . » à la fin.)

Lien symbolique final
Si le dernier composant d’un nom de chemin est un lien symbolique, cela dépend de l’appel système si le fichier référencé sera le lien symbolique ou bien le résultat de la résolution de chemin sur son contenu. Par exemple, l’appel système lstat(2) agit sur le lien symbolique alors que stat(2) agit sur le fichier pointé par le lien.

Limite de longueur
Il y a une longueur maximum pour les noms de chemins. Si le chemin (ou un chemin intermédiaire obtenu en résolvant un lien symbolique) est trop long, une erreur ENAMETOOLONG est renvoyée (« Nom de fichier trop long », Ndt : « File name too long »).

Nom de chemin vide
Dans l’Unix d’origine, un nom de chemin vide faisait référence au répertoire courant. Aujourd’hui, POSIX décrète qu’un nom de fichier vide ne doit pas être résolu avec succès. Linux renvoie ENOENT dans ce cas.

Permissions
Les bits de permissions d’un fichier consistent en trois groupes de trois bits, cf. chmod(1) et stat(2). Le premier de ces groupes est utilisé lorsque l’UID effectif du processus courant est égal à l’UID réel (le propriétaire) du fichier. Le deuxième de ces groupes est utilisé lorsque le GID du fichier est soit égal au GID effectif du processus courant, soit est un des GID supplémentaires du processus courant (comme configuré avec setgroups(2)). Lorsqu’aucun ne correspond, le troisième groupe est utilisé.

Des trois bits utilisés, le premier détermine la permission de lecture, le deuxième la permission d’écriture et le dernier la permission d’exécution dans le cas d’un fichier ordinaire ou la permission de recherche dans le cas d’un répertoire.

Linux utilise le fsuid à la place de l’UID effectif lors de la vérification des permissions. D’ordinaire, le fsuid est égal à l’UID effectif, mais le fsuid peut être modifié avec l’appel système setfsuid(2).

(Ici, « fsuid » signifie quelque chose comme « UID système de fichiers » (Ndt : file system user ID). Le concept était requis pour l’implémentation d’un serveur NFS en espace utilisateur au moment où les processus pouvaient envoyer un signal à un processus qui avait le même UID effectif. Il est aujourd’hui obsolète. Personne ne devrait plus utiliser setfsuid(2).)

De la même manière, Linux utilise le fsgid à la place du GID effectif. Voir setfsgid(2).

Contourner les vérifications de permissions : superutilisateur et capacités
Sur un système Unix traditionnel, le superutilisateur (root, d’identifiant 0) est tout−puissant, et shunte toutes les restrictions de permissions lorsqu’il accède à des fichiers.

Sous Linux, les privilèges du superutilisateur sont divisés en capacités (voir capabilities(7)). Deux de ces capacités sont liées aux vérifications d’accès aux fichiers : CAP_DAC_OVERRIDE et CAP_DAC_READ_SEARCH. (Un processus a ces capacités si son fsuid est 0.)

La capacité CAP_DAC_OVERRIDE écrase toutes les vérifications de permission mais n’assurera la permission d’exécution que si au moins un des trois bits d’exécution est à 1.

La capacité CAP_DAC_READ_SEARCH assurera la permission de lecture et de recherche sur les répertoires, et la permission de lecture sur les fichiers ordinaires.

VOIR AUSSI

capabilities(7)

TRADUCTION

Cette page de manuel a été traduite et mise à jour par Alain Portal <aportal AT univ−montp2 DOT fr> entre 2004 et 2006.

La traduction de cette page de manuel est basée sur les traductions disponibles sur http://manpagesfr.free.fr/, mais est gérée par l’équipe francophone de traduction de Debian au travers de la liste de discussion debian−l10n−french.

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Vous pouvez toujours avoir accès à la version anglaise de ce document en utilisant la commande « man −L C <section> <page_de_man> ».

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