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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 5.10 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@laposte.net>, Thierry
Vignaud <tvignaud@mandriva.com>, François Micaux, Alain Portal <aportal@univ-montp2.fr>,
Jean-Philippe Guérard <fevrier@tigreraye.org>, Jean-Luc Coulon (f5ibh) <jean-
luc.coulon@wanadoo.fr>, Julien Cristau <jcristau@debian.org>, Thomas Huriaux
<thomas.huriaux@gmail.com>, Nicolas François <nicolas.francois@centraliens.net>, Florentin
Duneau <fduneau@gmail.com>, Simon Paillard <simon.paillard@resel.enst-bretagne.fr>, Denis
Barbier <barbier@debian.org> et David Prévot <david@tilapin.org>
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