NOM
path_resolution - Trouver le fichier auquel un chemin fait référence
DESCRIPTION
Certains appels système 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
If the pathname starts with the '/' character, the starting
lookup directory is the root directory of the calling
process. A process inherits its root directory from its
parent. Usually this will be the root directory of the file
hierarchy. A process may get a different root directory by
use of the chroot(2) system call, or may temporarily
use a different root directory by using openat2(2)
with the RESOLVE_IN_ROOT flag set.
A process may get an entirely private mount namespace in case it—or one of its ancestors—was started by an invocation of the clone(2) system call that had the CLONE_NEWNS flag set. This handles the '/' part of the pathname.
If the pathname does not start with the '/' character, the starting lookup directory of the resolution process is the current working directory of the process — or in the case of openat(2)-style system calls, the dfd argument (or the current working directory if AT_FDCWD is passed as the dfd argument). The current working directory is inherited from the parent, and can be changed by use of the chdir(2) system call.)
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 denied » : « Permission non accordée »).
Si le composant n’est pas trouvé, une erreur ENOENT est renvoyée (« No such file or directory » : « Aucun fichier ou répertoire de ce type »).
Si le composant est trouvé mais que ce n’est ni un répertoire, ni un lien symbolique, une erreur ENOTDIR est renvoyée (« Not a directory » : « N’est pas un répertoire »).
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.
If the component is found and is a symbolic link (symlink), we first resolve this symbolic link (with the current lookup directory as starting lookup directory). Upon error, that error is returned. If the result is not a directory, an ENOTDIR error is returned. If the resolution of the symbolic link is successful and returns a directory, we set the current lookup directory to that directory, and go to the next component. Note that the resolution process here can involve recursion if the prefix (’dirname’) component of a pathname contains a filename that is a symbolic link that resolves to a directory (where the prefix component of that directory may contain a symbolic link, and so on). In order to protect the kernel against stack overflow, and also to protect against denial of service, there are limits on the maximum recursion depth, and on the maximum number of symbolic links followed. An ELOOP error is returned when the maximum is exceeded ("Too many levels of symbolic links").
As currently implemented on Linux, the maximum number of symbolic links that will be followed while resolving a pathname is 40. In kernels before 2.6.18, the limit on the recursion depth was 5. Starting with Linux 2.6.18, this limit was raised to 8. In Linux 4.2, the kernel’s pathname-resolution code was reworked to eliminate the use of recursion, so that the only limit that remains is the maximum of 40 resolutions for the entire pathname.
The resolution of symbolic links during this stage can be blocked by using openat2(2), with the RESOLVE_NO_SYMLINKS flag set.
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.
One cannot walk up past the root: "/.." is the same as "/".
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.
Traversal of mount points can be blocked by using openat2(2), with the RESOLVE_NO_XDEV flag set (though note that this also restricts bind mount traversal).
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
(« Filename too long » :
« Nom de fichier trop 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
The permission bits of a file consist of three groups of
three bits; see chmod(1) and stat(2). The
first group of three is used when the effective user ID of
the calling process equals the owner ID of the file. The
second group of three is used when the group ID of the file
either equals the effective group ID of the calling process,
or is one of the supplementary group IDs of the calling
process (as set by setgroups(2)). When neither holds,
the third group is used.
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 » (« filesystem 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. Consultez 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 (consultez 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
readlink(2), capabilities(7), credentials(7), symlink(7)
COLOPHON
Cette page fait partie de la publication 5.07 du projet man-pages Linux. Une description du projet et des instructions pour signaler des anomalies et la dernière version de cette page, peuvent être trouvées à l’adresse https://www.kernel.org/doc/man-pages/.
TRADUCTION
La traduction française de cette page de manuel a été créée par Christophe Blaess <https://www.blaess.fr/christophe/>;, Stéphan Rafin <stephan.rafin [AT] laposte.net>, Thierry Vignaud <tvignaud [AT] mandriva.com>, François Micaux, Alain Portal <aportal [AT] univ-montp2.fr>, Jean-Philippe Guérard <fevrier [AT] tigreraye.org>, Jean-Luc Coulon (f5ibh) <jean-luc.coulon [AT] wanadoo.fr>, Julien Cristau <jcristau [AT] debian.org>, Thomas Huriaux <thomas.huriaux [AT] gmail.com>, Nicolas François <nicolas.francois [AT] centraliens.net>, Florentin Duneau <fduneau [AT] gmail.com>, Simon Paillard <simon.paillard [AT] resel.fr>, Denis Barbier <barbier [AT] debian.org> et David Prévot <david [AT] tilapin.org>
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