Ubuntu Manpage: mlock, mlock2, munlock, mlockall, munlockall

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BEZEICHNUNG

       mlock, mlock2, munlock, mlockall, munlockall - Speicher ver- und entriegeln

ÜBERSICHT

       #include <sys/mman.h>

       int mlock(const void *addr, size_t len);
       int mlock2(const void *addr, size_t len, int flags);
       int munlock(const void *addr, size_t len);

       int mlockall(int flags);
       int munlockall(void);

BESCHREIBUNG

mlock(), mlock2() und mlockall() verriegeln den gesamten oder einen Teil des virtuellen Adressraums des
aufrufenden Prozesses im RAM und verhindern, dass der Speicherinhalt in den Auslagerungsbereich
ausgelagert wird.

munlock() und munlockall () führen die umgekehrte Operation durch bzw. entriegeln den gesamten oder einen
Teil des virtuellen Adressraums des aufrufenden Prozesses, sodass die Seiten im angegebenen virtuellen
Adressbereich wieder ausgelagert werden können, wenn das von der Kernel-Speicherverwaltung verlangt wird.

Ver- und Entriegelung des Speichers werden für ganze Speicherseiten durchgeführt.

mlock(), mlock2() und munlock()
mlock() verriegelt Seiten im Adressbereich, der bei addr beginnt und sich über len Byte erstreckt. Alle
Seiten, die einen Teil des angegebenen Adressbereichs enthalten, verbleiben nach einem erfolgreichen
Aufruf garantiert im RAM; die Seiten bleiben garantiert im RAM, bis sie wieder entriegelt werden.

mlock2() verriegelt auch Seiten im Adressbereich, der bei addr beginnt und sich über len Byte erstreckt.
Der Status der Seiten, die einen Teil des angegebenen Adressbereichs enthalten, nach einem erfolgreichen
Aufruf hängt vom Wert des flags-Arguments ab.

Das Argument flags kann entweder 0 oder eine der folgenden Konstanten sein:

MLOCK_ONFAULT
Lock pages that are currently resident and mark the entire range so that the remaining nonresident
pages are locked when they are populated by a page fault.

Wenn flags 0 ist, verhält sich mlock2() genau so wie mlock().

munlock() entriegelt Seiten im Adressbereich, der mit addr beginnt und sich über len Byte erstreckt. Nach
diesem Aufruf können alle Seiten, die einen Teil des angegebenen Speicherbereichs umfassen, erneut vom
Kernel in externen Auslagerungsspeicher ausgelagert werden.

mlockall() und munlockall()
mlockall() sperrt das Paging für alle Seiten, die in den Adressraum des aufrufenden Prozesses eingebunden
sind. Dieses bezieht sich auf die Seiten von Code-, Daten- und Stacksegment genauso wie auf gemeinsame
Bibliotheken, Kernel-Daten im Userspace, Shared Memory und auf den Speicher abgebildete Dateien. Es wird
garantiert, dass alle eingebundenen Speicherseiten im RAM bleiben, wenn der Aufruf von mlockall()
erfolgreich beendet wird. Es wird darüber hinaus garantiert, dass die Seiten solange im RAM bleiben, bis
sie wieder entriegelt werden.

Das Argument flags wird mittels logischem ODER aus einer oder mehreren der folgenden Konstanten
konstruiert:

MCL_CURRENT sperrt alle Seiten, die momentan in den Adressraum des Prozesses eingeblendet sind.

MCL_FUTURE sperrt alle Seiten, die in Zukunft in den Adressraum des Prozesses eingeblendet werden. Das
könnten zum Beispiel neue Adress-Seiten sein, die bei einem sich vergrößernden Heap und Stack
benötigt werden, Dateien, die in den Speicher eingeblendet werden, oder gemeinsam benutzte
Speicherbereiche.

MCL_ONFAULT (seit Linux 4.4)
Used together with MCL_CURRENT, MCL_FUTURE, or both. Mark all current (with MCL_CURRENT) or
future (with MCL_FUTURE) mappings to lock pages when they are faulted in. When used with
MCL_CURRENT, all present pages are locked, but mlockall() will not fault in non-present
pages. When used with MCL_FUTURE, all future mappings will be marked to lock pages when they
are faulted in, but they will not be populated by the lock when the mapping is created.
MCL_ONFAULT must be used with either MCL_CURRENT or MCL_FUTURE or both.

Falls MCL_FUTURE angegeben wurde, kann ein späterer Systemaufruf (z. B. mmap(2), sbrk(2), malloc (3))
fehlschlagen, wenn durch ihn die Zahl gesperrter Bytes das zulässige Maximum überschreiten würde (siehe
unten). Unter den gleichen Voraussetzungen kann eine Vergrößerung des Stacks ebenfalls fehlschlagen: der
Kernel wird den Stack-Ausbau verweigern und dem Prozess ein SIGSEGV-Signal schicken.

munlockall() entriegelt alle in den Addressraum des aufrufenden Prozesses eingeblendeten Seiten.

RÜCKGABEWERT

       Bei Erfolg geben diese Systemaufrufe 0 zurück. Bei einem Fehler wird -1 zurückgegeben, errno entsprechend
       gesetzt und keine Änderungen an den Sperren im Adressraum des Prozesses durchgeführt.

FEHLER

       ENOMEM (Linux 2.6.9 und später) Der Aufrufende  hatte  eine  weiche  Ressourcenbegrenzung  RLIMIT_MEMLOCK
              ungleich  null,  versuchte aber über diese Grenze hinaus Speicher zu verriegeln. Diese Grenze wird
              nicht erzwungen, wenn der Prozess privilegiert ist (CAP_IPC_LOCK).

       ENOMEM (Linux 2.4 und früher)  Der  aufrufende  Prozess  versuchte  mehr  als  die  Hälfte  des  RAMs  zu
              verriegeln.

       EPERM  Der  Aufrufende ist nicht privilegiert, benötigt aber zur Durchführung der angeforderten Operation
              Privilegien (CAP_IPC_LOCK).

       Für mlock(), mlock2() und munlock():

       EAGAIN Ein Teil des angegebenen Adressbereichs oder der gesamte Adressbereich  konnten  nicht  verriegelt
              werden.

       EINVAL Das  Ergebnis  der  Addition addr+len war kleiner als addr (z. B. kann die Addition einen Überlauf
              verursacht haben.)

       EINVAL (Nicht unter Linux) addr war kein Vielfaches der Seitengröße.

       ENOMEM Ein Teil des angegebenen Adressbereichs  entspricht  nicht  Seiten,  die  in  den  Adressraum  des
              Prozesses eingeblendet sind.

       ENOMEM Locking  or  unlocking  a  region  would  result  in  the  total  number of mappings with distinct
              attributes (e.g., locked versus unlocked)  exceeding the allowed maximum. (For example,  unlocking
              a  range  in  the  middle of a currently locked mapping would result in three mappings: two locked
              mappings at each end and an unlocked mapping in the middle.)

       Für mlock2():

       EINVAL Es wurden unbekannte Flags angegeben.

       Für mlockall():

       EINVAL Es wurden entweder unbekannte flags angegeben, oder MCL_ONFAULT wurde weder  mit  MCL_FUTURE  noch
              mit MCL_CURRENT angegeben.

       Für munlockall():

       EPERM  (Linux 2.6.8 und früher) Der Aufrufende war nicht privilegiert (CAP_IPC_LOCK).

VERSIONEN

       mlock2() ist seit Linux 4.4 verfügbar. Glibc-Unterstützung wurde in Version 2.27 hinzugefügt.

KONFORM ZU

       POSIX.1-2001, POSIX.1-2008, SVr4.

       mlock2 () ist Linux-spezifisch.

VERFÜGBARKEIT

       Auf  POSIX-Systemen,  auf  denen  mlock()  und  munlock()  verfügbar  sind,  ist  _POSIX_MEMLOCK_RANGE in
       <unistd.h> definiert und die Anzahl der Bytes pro Seite kann der Konstante PAGESIZE (wenn  sie  definiert
       ist) in <limits.h> entnommen werden oder durch einen Aufruf von sysconf(_SC_PAGESIZE) bestimmt werden.

       Auf  POSIX-Systemen,  auf  denen  mlockall()  und  munlockall()  verfügbar  sind,  ist  _POSIX_MEMLOCK in
       <unistd.h> als ein Wert größer als 0 definiert. (Siehe auch sysconf(3).)

ANMERKUNGEN

Das Sperren von Speicher hat zwei Hauptanwendungen: Echtzeitalgorithmen und
Hochsicherheits-Datenverarbeitung. Echtzeitanwendungen erfordern deterministisches Timing, und, wie auch
Scheduling, ist Paging einer der Hauptgründe für unerwartete Verzögerungen in der Programmausführung.
Echtzeitanwendungen werden außerdem für gewöhnlich mit sched_setscheduler(2) auf einen Echtzeit-Scheduler
umschalten. Kryptographische Sicherheitssoftware stellt oft sicherheitskritische Bytes wie Passwörter
oder geheime Schlüssel als Datenstrukturen dar. Durch Paging könnten diese geheimen Daten auf ein
permanentes Auslagerungsspeichermedium übertragen werden, von wo aus sie auch dann noch Dritten
zugänglich sein können, lange nachdem das Programm die geheimen Daten aus dem RAM gelöscht und sich
beendet hat. (Bedenken Sie bitte, dass der Suspend-Modus von Laptops und manchen Desktop-Rechnern,
unabhängig von Speichersperren, eine Kopie des RAMs auf der Platte speichern wird.)

Echtzeitprozesse, die mittels mlockall() Verzögerungen durch Seitenausnahmebehandlungen vermeiden,
sollten ausreichend gesperrte Stackseiten reservieren, bevor sie in die zeitkritische Phase treten,
sodass durch einen Funktionsaufruf keine Seitenausnahmebehandlung entstehen kann. Dies kann durch den
Aufruf einer Funktion erreicht werden, die eine ausreichend große automatische Variable (ein Feld)
erzeugt und in den Speicher schreibt, in dem die Variable liegt, um diese Stackseiten zu belegen. Auf
diesem Wege werden genug Seiten für den Stack bereitgestellt und können im RAM verriegelt werden. Der
Schreibvorgang stellt sicher, dass nicht einmal ein Schreib-Kopier-Seitenfehler in der kritischen Phase
eintreten kann.

Speicherverriegelungen werden nicht an mittels fork(2) erzeugte Kindprozesse vererbt und durch einen
Aufruf von execve(2) oder das Ende des Prozesses automatisch entfernt (entriegelt). Die Einstellungen
MCL_FUTURE und MCL_FUTURE | MCL_ONFAULT in mlockall() werden nicht von einem Kindprozess ererbt, der
mittels fork(2) erzeugt wurde und werden während eines execve(2) gelöscht.

Beachten Sie, dass fork(2) den Adressraum für eine Kopieren-beim-Schreiben-Aktion vorbereiten wird. Die
Konsequenz ist, dass nachfolgende Schreibaktionen zu einer Seitenausnahmebehandlung führen wird, die
wiederum hohe Latenzen für Echtzeitprozesse hervorruft. Daher ist es essenziell, fork(2) nicht nach einer
mlockall()- oder mlock()-Aktion auszuführen - selbst nicht aus einem Thread, der bei niedriger Priorität
innerhalb eines Prozesses läuft, der wiederum einen Thread hat, der mit erhöhter Priorität läuft.

Die Speicherverriegelung wird automatisch entfernt, wenn der Adressbereich mittels munmap(2) ausgeblendet
wird.

Speichersperren werden nicht hochgezählt (»gestapelt«), das heißt, Seiten die mehrmals durch den Aufruf
von mlockall(), mlock2() oder mlock() gesperrt wurden werden durch einen einzigen Aufruf von munlock()
für den entsprechenden Bereich oder durch munlockall() sofort wieder freigegeben. Seiten, die an
verschiedene Orte oder für verschiedene Prozesse eingeblendet wurden, bleiben solange im RAM verriegelt,
wie sie mindestens an einem Ort oder durch einen Prozess benötigt werden.

Wenn einem Aufruf von mlockall(), der den Schalter MCL_FUTURE nutzt, ein weiterer Aufruf folgt, der
diesen Schalter nicht angibt, gehen die durch den Aufruf von MCL_FUTURE erwirkten Änderungen verloren.

The mlock2() MLOCK_ONFAULT flag and the mlockall() MCL_ONFAULT flag allow efficient memory locking for
applications that deal with large mappings where only a (small) portion of pages in the mapping are
touched. In such cases, locking all of the pages in a mapping would incur a significant penalty for
memory locking.

Linux-Anmerkungen
Unter Linux runden mlock(), mlock2() und munlock() addr automatisch zur nächsten Seitengrenze ab. Da aber
die POSIX.1-Spezifikation von mlock() und munlock() Implementierungen gestattet, welche die Ausrichtung
von addr an Seitengrenzen fordern, sollten portable Anwendungen die Ausrichtung sicherstellen.

Das Feld VmLck der Linux-spezifischen Datei /proc/[PID]/status gibt an, wie viele Kilobytes Speicher der
Prozess mit der ID PID mittels mlock(), mlock2(), mlockall() und mmap(2) mit dem Schalter MAP_LOCKED
verriegelt hat.

Grenzen und Zugriffsrechte
Bis einschließlich Linux 2.6.8 muss ein Prozess privilegiert sein (CAP_IPC_LOCK), um Speicher zu
verriegeln. Die weiche Systembegrenzung RLIMIT_MEMLOCK bestimmt einen Speicher-Schwellwert, den der
Prozess verriegeln darf.

Seit Linux 2.6.9 kann ein privilegierter Prozess unbegrenzt Speicher verriegeln. Die weiche
Systembegrenzung RLIMIT_MEMLOCK legt stattdessen fest, wieviel Speicher ein nicht privilegierter Prozess
verriegeln darf.

FEHLER

       In Linux 4.8 und ältern bedeutete ein Fehler in der Bilanzierung des Kernels für gesperrten Speicher  von
       unprivilegierten  Prozessen  (d.h.  solchen  ohne  CAP_IPC_LOCK),  das  die  gesperrten  Bytes, die einer
       überlappenden (falls vorhanden) und durch addr und len festgelegte Region liegen, beim Prüfen  gegen  die
       Begrenzung  doppelt  zählten.  Solche  Doppelbilanzierung konnte zu einem inkorrekten Wert für den »total
       locked memory« für den Prozess, der die Begrenzung RLIMIT_MEMLOCK überschritt, führen. Damit konnten dann
       mlock()  und  mlock2()  fehlschlagen,  obwohl  die Anfragen hätten erfolgreich sein sollen. Dieser Fehler
       wurde in Linux 4.9 behoben.

       In den Linux-Kerneln 2.4.x bis einschließlich 2.4.17 bewirkte ein Fehler, dass  der  Schalter  MCL_FUTURE
       von mlockall() über einen Aufruf von fork(2) vererbt wurde. Dies wurde in Kernel 2.4.18 behoben.

       Seit  Kernel 2.6.9 werden, falls ein privilegierter Prozess mlockall(MCL_FUTURE) aufruft und anschließend
       Privilegien aufgibt (die Capability CAP_IPC_LOCK verliert, weil er beispielsweise seine effektive UID auf
       einen  von  null  verschiedenen  Wert  setzt),  nachfolgende  Speicherzuordnungen  (z.B. mmap(2), brk(2))
       fehlschlagen, wenn die Ressourcengrenze RLIMIT_MEMLOCK berührt wird.

SIEHE AUCH

       mincore(2), mmap(2), setrlimit(2), shmctl(2), sysconf(3), proc(5), capabilities(7)

KOLOPHON

       Diese Seite ist Teil der Veröffentlichung  5.03  des  Projekts  Linux-man-pages.  Eine  Beschreibung  des
       Projekts, Informationen, wie Fehler gemeldet werden können sowie die aktuelle Version dieser Seite finden
       sich unter https://www.kernel.org/doc/man-pages/.

ÜBERSETZUNG

       Die deutsche Übersetzung dieser Handbuchseite wurde von Hanno Wagner  <wagner@bidnix.bid.fh-hannover.de>,
       Martin   Schulze   <joey@infodrom.org>,  Michaela  Hohenner  <mhohenne@techfak.uni-bielefeld.de>,  Martin
       Eberhard Schauer <Martin.E.Schauer@gmx.de>, Mario Blättermann  <mario.blaettermann@gmail.com>  und  Helge
       Kreutzmann <debian@helgefjell.de> erstellt.

       Diese  Übersetzung ist Freie Dokumentation; lesen Sie die GNU General Public License Version 3 oder neuer
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