fcntl

title: fcntl(2)

summary: работа с файловым дескриптором

text:
# fcntl(2)

## ИМЯ
fcntl - работа с файловым дескриптором

## ОБЗОР

```
#include <unistd.h>
#include <fcntl.h>
```

```
int fcntl(int fd, int cmd, ... /* arg */ );
```

## ОПИСАНИЕ
fcntl() позволяет выполнять различные команды над открытым файловым дескриптором fd. Команда определяется содержимым аргумента cmd.

fcntl() может принимать необязательный третий аргумент. Необходимость его указания зависит от значения, указанного в cmd. Тип необходимого аргумента указан в скобках после каждого имени значения cmd (в большинстве случаев требуется тип int, и мы определяем аргумент с помощью имени arg), или указывается void, если аргумент не нужен.

Некоторые операции, описанные далее, поддерживаются только начиная с определённой версии ядра Linux. Корректным методом проверки доступности операции в ядре является вызов fcntl() с желаемой операцией в cmd и сравнение кода возврата вызов с EINVAL, который указывает на неподдерживаемость значения ядром.

### Создание дубликата файлового дескриптора
F_DUPFD (int)

Создаёт копию файлового дескриптора fd, используя и наименьший доступный номер файлового дескриптора, который больше или равен arg. Отличие от dup2(2) в том, что там файловый дескриптор задаётся явно.

При успешном выполнении этой команды, возвращается новый файловый дескриптор.

Дополнительную информацию смотрите в dup(2).

F_DUPFD_CLOEXEC (int; начиная с Linux 2.6.24)

Как F_DUPFD, но на новом файловом дескрипторе дополнительно устанавливается флаг закрытия-при-выполнении. Установка этого флага позволяет программам не делать дополнительный вызов fcntl() с командой F_SETFD для установки флага FD_CLOEXEC. О том, зачем нужен этот флаг, смотрите описание O_CLOEXEC в open(2).

### Флаги файлового дескриптора
Следующие команды работают с флагами, связанными с файловым дескриптором. В настоящее время определён только один флаг: FD_CLOEXEC, флаг close-on-exec. Если бит FD_CLOEXEC равен 1, то файловый дескриптор будет автоматически закрыт при успешном вызове execve(2) (если execve(2) завершится с ошибкой, то файловый дескриптор останется открытым). Если бит FD_CLOEXEC равен 0, то файловый дескриптор останется открытым после execve(2).

F_GETFD (void)

Вернуть (как результат функции) флаги файлового дескриптора; значение arg игнорируется.

F_SETFD (int)

Установить флаги файлового дескриптора согласно значению, указанному в аргументе arg.

В многонитевых программах использование fcntl() с F_SETFD для установки флага close-on-exec в то время как другая нить выполняет fork(2) плюс execve(2) приводит к состязательности, что может вызвать передачу файлового дескриптора программе, запущенной в дочернем процессе. Смотрите обсуждение флага O_CLOEXEC в open(2) и решение проблемы.

### Флаги состояния файла
Каждое описание открытого файла имеет несколько связанных с ним флагов состояния, которые инициализируются вызовом open(2) и, возможно, изменяются затем вызовом fcntl(). Эти флаги совместно используются копиями файловых дескрипторов (сделанными с помощью dup(2), fcntl(F_DUPFD), fork(2) и т.д.), которые указывают на одно описание открытого файла.

Эти флаги состояния и их смысл описаны в open(2).

F_GETFL (void)

Вернуть (как результат функции) режим доступа к файлу и флаги состояния файла; значение arg игнорируется.

F_SETFL (int)

Установить флаги состояния файла согласно значению, указанному в аргументе arg. Режим доступа к файлу (O_RDONLY, O_WRONLY, O_RDWR) и флаги создания файла (т. е., O_CREAT, O_EXCL, O_NOCTTY, O_TRUNC) в arg игнорируются. В Linux эта команда может изменять только флаги O_APPEND, O_ASYNC, O_DIRECT, O_NOATIME и O_NONBLOCK. Невозможно изменить флаги O_DSYNC и O_SYNC; смотрите ДЕФЕКТЫ далее.

### Консультативная (advisory) блокировка
В Linux реализована обычная («попроцессная») блокировка UNIX, стандартизованная POSIX. Описание Linux-альтернативную блокировку открытых файловых описаний с лучшей семантикой смотрите далее.

Команды F_SETLK, F_SETLKW и F_GETLK используются для установки, снятия и тестирования существования блокировок записей (также известных как блокировки байтового диапазона, сегмента или области файла). Третий аргумент, lock, является указателем на структуру, которая имеет, по крайней мере, следующие поля (в произвольном порядке):

```
struct flock {

    ...

    short l_type;    /* Тип блокировки: F_RDLCK,

                        F_WRLCK, F_UNLCK */

    short l_whence;  /* Как интерпретировать l_start:

                        SEEK_SET, SEEK_CUR, SEEK_END */

    off_t l_start;   /* Начальное смещение блокировки */

    off_t l_len;     /* Количество блокируемых байт */

    pid_t l_pid;     /* PID процесса, блокирующего нашу блокировку

                        (только для F_GETLK и F_OFD_GETLK) */

    ...
};
```

Поля l_whence, l_start и l_len этой структуры задают диапазон байт, который мы хотим заблокировать. Могут блокироваться байты за концом файла, но не перед началом файла.

l_start — это начальное смещение для блокировки, которое интерпретируется как начало файла (если значение l_whence равно SEEK_SET); как текущая позиция в файле (если значение l_whence равно SEEK_CUR); как конец файла (если значение l_whence равно SEEK_END). В последних двух случаях, l_start может иметь отрицательное значение, предоставляя смещение, которого не может указать до начала файла.

В l_len задаётся количество байт, которые нужно заблокировать. Если l_len положительно, то диапазон блокировки начинается со l_start и кончается l_start+l_len-1 включительно. Если в l_len указан 0, то блокируются все байты начиная с места, указанного l_whence и l_start и до конца файла, независимо от величины файла.

POSIX.1-2001 позволяет (но не требует) реализации поддерживать отрицательное значение l_len; если l_len отрицательно, то интервал, описываемый lock, имеет размер l_start+l_len до l_start-1 включительно. Это поддерживается в Linux начиная с ядер версии 2.4.21 и 2.5.49.

Поле l_type может быть использовано для указания типа блокировки файла: чтение (F_RDLCK) или запись (F_WRLCK). Любое количество процессов могут удерживать блокировку на чтение (общая блокировка) области файла, но только один процесс может удерживать блокировку на запись (эксклюзивная блокировка). Эксклюзивная блокировка исключает все другие блокировки, как общие так и эксклюзивные. Один процесс может удерживать только один тип блокировки области файла; если происходит новая блокировка уже заблокированной области, то существующая блокировка преобразуется в новый тип блокировки. (Такие преобразования могут привести к разбиению, уменьшению или срастанию с существующей блокировкой, если диапазон байт, заданный для новой блокировки, неточно совпадает с диапазоном существующей блокировки.)

F_SETLK (struct flock *)

Установить блокировку (когда l_type равен F_RDLCK или F_WRLCK) или снять блокировку (когда l_type равен F_UNLCK) байтов, указанных полями l_whence, l_start и l_len структуры lock. Если конфликтующая блокировка удерживается другим процессом, то данный вызов вернёт -1 и установит значение errno в EACCES или EAGAIN (ошибка, возвращаемая в этом случае, в разных реализациях разная, поэтому в POSIX для переносимых приложений требуется проверять оба значения).

F_SETLKW (struct flock *)

Как F_SETLK, но если конфликтующая блокировка удерживается на файле, то выполняется ожидание снятия этой блокировки. Если во время ожидания поступил сигнал, то данный вызов прерывается и (после возврата из обработчика сигнала) из него происходит немедленный возврат (возвращается значение -1 и errno устанавливается в EINTR; см. signal(7)).

F_GETLK (struct flock *)

При входе в этот вызов, lock описывает блокировку, которую мы хотели бы установить на файл. Если такая блокировка не может быть установлена, fcntl() не устанавливает её, но возвращает F_UNLCK в поле l_type структуры lock и оставляет другие поля структуры неизменёнными.

Если одна или более несовместимых блокировок мешают установке этой блокировки, то fcntl() возвращает подробности об одной из этих блокировок в полях l_type, l_whence, l_start и l_len структуры lock. Если конфликтующая блокировка является обычной (попроцессной), то в l_pid записывается значение PID того процесса, который удерживает блокировку. Если конфликтующая блокировка является блокировку открытого файлового описания, в l_pid записывается -1. Заметим, что возвращаемая информация может уже устареть в момент проверки вызывающим.

Для того, чтобы установить блокировку на чтение, fd должен быть открыт на чтение. Для того, чтобы установить блокировку на запись, fd должен быть открыт на запись. Чтобы установить оба типа блокировки, дескриптор должен быть открыт на запись и на чтение.

При размещении блокировок с помощью F_SETLKW, ядро обнаруживает взаимные блокировки (deadlocks), при которых два и более процессов создают запросы на блокировку, блокируемые блокировками, удерживаемые другими процессами. Например, предположим, что процесс А удерживает блокировку на запись файла в байт 100, а процесс Б удерживает блокировку на запись в байт 200. Если каждый процесс затем попытается заблокировать байт, который уже заблокирован другим процессом с помощью F_SETLKW, то без обнаружения взаимных блокировок оба процесса останутся заблокированными навсегда. Когда ядро обнаруживает такие взаимные блокировки оно сразу же завершает одну из блокирующих блокировок с ошибкой EDEADLK; приложение, встретившее такую ошибку, должно освободить одну из своих блокировок перед попыткой восстановить блокировки, которые ему нужны, позволив другому приложению продолжить работу. Зацикленные взаимные блокировки обнаруживаются и для более двух процессов. Однако заметим, что есть ограничения в алгоритме обнаружения взаимных блокировок; смотрите ДЕФЕКТЫ.

Также как и при снятии блокировки через явное указание F_UNLCK, блокировка автоматически снимается, когда процесс завершается.

Блокировки не наследуются потомком, созданным через fork(2), но сохраняются при вызове execve(2).

Поскольку буферизация выполняется через библиотеку stdio(3), использование блокировок с функциями в этом пакете нужно избегать; вместо этих функций используйте read(2) и write(2).

Записи о блокировках, описанных выше, связаны с процессом (в отличие от блокировках открытых файловых описаний, описанных далее). Это приводит к некоторым печальным последствиям:

- Если процесс закрывает любой файловый дескриптор, ссылающийся на файл, то освобождаются все блокировки процесса для этого файла, независимо от файлового дескриптора(ов), на который получена блокировка. Это плохо: это означает, что процесс может потерять свои блокировки на файл, такой как /etc/passwd или /etc/mtab, когда какой-либо причине библиотечная функция решает их открыть, прочитать и закрыть.

- Нити процесса совместно используют блокировки процесса. Другими словами многонитевая программа не может использовать блокировку для разграничения доступа к одной области файла среди нитей.

Блокировки открытых файловых описаний решают обе эти проблемы.

### Блокировки открытых файловых описаний (не POSIX)
Блокировки открытых файловых описаний являются консультативными блокировками диапазона байт, чьё действие почти идентично обычным блокировкам, описанным выше. Данный тип блокировок есть только в Linux и доступен с версии 3.15 (есть предложение в Austin Group включить данный тип блокировки в следующую версию POSIX.1). Описание открытых файловых описаний смотрите в open(2).

Принципиальное различие между двумя типами блокировок в том, что обычные блокировки связаны с процессом, а блокировки открытых файловых описаний связаны с открытым файловым описанием, для которого они получены (очень похоже на блокировки, получаемые с помощью flock(2). В следствие этого (и в отличие от обычных консультативных блокировок), блокировки открытых файловых описаний наследуются при fork(2) (и при clone(2) с CLONE_FILES), и освобождаются только автоматически при последнем закрытии открытого файлового описания, а не при любом закрытии файла.

Конфликт комбинаций блокировок (блокировка чтения и блокировка записи или две блокировки записи), при котором одна блокировка — открытое файловое описание, а другая — обычная блокировка, конфликтуют даже когда они запрашиваются одним процессом для одного и того же файлового дескриптора.

Блокировки открытых файловых описаний, полученные для одного и того же файлового описания (т. е., для одного и того же файлового дескриптора или его копии, созданной в результате fork(2), dup(2), fcntl() F_DUPFD и т. п.), всегда совместимы: если новая блокировка помещается на уже заблокированную область, то существующая блокировка преобразуется в блокировку нового типа (такие преобразования могут приводить к разделению, сокращению или объединению существующей блокировки, как описывалось ранее).

С другой стороны, блокировки открытых файловых описаний могут конфликтовать друг с другом, когда они запрашиваются через разные открытые файловые описания. То есть, нити в многонитевых программах могут использовать блокировки открытых файловых описаний для синхронизации доступа к области файла, если каждая нить выполняет отдельный вызов open(2) на файл и применяет блокировки для получаемого файлового дескриптора.

Как и у обычных блокировок, третий аргумент fcntl(), lock, является указателем на структуру flock. Но в отличие от обычных блокировок при использовании команд, описанных далее, поле l_pid этой структуры должно иметь значение 0.

Команды для работы с блокировками открытых файловых описаний аналогичны используемым для обычных блокировок:

F_OFD_SETLK (struct flock *)

Установить блокировку открытого файлового описания (когда l_type равен F_RDLCK или F_WRLCK) или снять блокировку открытого файлового описания (когда l_type равен F_UNLCK) байтов, указанных полями l_whence, l_start и l_len структуры lock. Если конфликтующая блокировка удерживается другим процессом, то данный вызов вернёт -1 и установит значение errno в EAGAIN.

F_OFD_SETLKW (struct flock *)

Как F_OFD_SETLK, но если конфликтующая блокировка удерживается на файле, то выполняется ожидание снятия этой блокировки. Если во время ожидания поступил сигнал, то данный вызов прерывается и (после возврата из обработчика сигнала) из него происходит немедленный возврат (возвращается значение -1 и errno устанавливается в EINTR; см. signal(7)).

F_OFD_GETLK (struct flock *)

В начала данного вызова значение lock описывает блокировку открытого файлового описания, которую мы бы хотели создать на файле. Если блокировка возможна, то в действительности fcntl() её не создаёт, а возвращает F_UNLCK в поле l_type у lock, оставляя остальные поля неизменными. Если есть одна или более несовместимых блокировок, препятствующих получению, то в lock возвращается подробная информация об этих блокировках, как описывалось выше для F_GETLK.

В текущей реализации для блокировок открытых файловых описаний обнаружение взаимных блокировок не выполняется (в этом отличие от попроцессных блокировок, для которых ядро выполняет обнаружение взаимных блокировок).

### Обязательная (mandatory) блокировка
Предупреждение: реализация Linux обязательного блокирования ненадёжна. Смотрите раздел ДЕФЕКТЫ далее. Из-за этих дефектов и того факта, что это свойство, вероятно, мало где будет использоваться, начиная с Linux 4.5 обязательная блокировка был сделана необязательной, и включается параметром настройки (CONFIG_MANDATORY_FILE_LOCKING). Это первый шаг последующего полного удаления данного свойства.

По умолчанию, обычные (связанные с процессом) блокировки и блокировки открытого файлового описания являются консультативными. Консультативные блокировки не обязательны к выполнению и полезны только в сотрудничающих процессах.

Оба типа блокировки могут быть также обязательными. Если процесс пытается получить несовместимый доступ (например, read(2) и write(2)) к области файла, на которую установлена несовместимая обязательная блокировка, то результат зависит от состояния флага O_NONBLOCK в описании этого открытого файла. Если флаг O_NONBLOCK не установлен, то системный вызов блокируется до удаления блокировки или преобразуется в режим, который совместим с доступом. Если флаг O_NONBLOCK установлен, то системный вызов завершается с ошибкой EAGAIN.

Чтобы использовать обязательные блокировки, обязательное блокирование должно быть включено в файловой системе, содержащей файл, и на самом файле. Обязательное блокирование включается в файловой системе с помощью параметра «-o mand» команды mount(8) или с помощью флага MS_MANDLOCK в mount(2). Обязательное блокирование включается на файле посредством отключения права исполнения группе и установкой бита set-group-ID (см. chmod(1) и chmod(2)).

Обязательная блокировка не описана в POSIX. В некоторых других системах обязательная блокировка также поддерживается, хотя процесс её создания различен.

### Потерянные блокировки
При получении консультативной блокировки на сетевой файловой системе, например NFS, возможна её потеря. Это может случиться из-за административного действия или сетевой проблемы (т. е., потеря связи с сервером), которая длится достаточно долго для того, чтобы сервер посчитал клиента за неработающего.

Когда файловая система определяет, что блокировка потеряна, последующие запросы read(2) или write(2) могут завершиться ошибкой EIO. Эта ошибка будет повторяться до тех пор, пока блокировка не удалится или не закроется файловый дескриптор. Начиная с Linux 3.12, так работает, по крайней мере, NFSv4 (включая все предыдущие версии).

Некоторые версии UNIX при таких обстоятельствах посылают сигнал (SIGLOST). В Linux такой сигнал не определён и не существует какого-либо асинхронного уведомления о потере блокировки.

### Управление сигналами
Для управления сигналами доступности ввода/вывода используются команды F_GETOWN, F_SETOWN, F_GETOWN_EX, F_SETOWN_EX, F_GETSIG и F_SETSIG:

F_GETOWN (void)

Получить (как результат работы функции) идентификатор процесса или группы процесса, который в текущий момент принимает сигналы SIGIO и SIGURG для событий на файловом дескрипторе fd. Идентификатор процесса возвращается как положительное число; идентификатор группы возвращается как отрицательное число (но см. раздел ДЕФЕКТЫ далее). Аргумент arg игнорируется.

F_SETOWN (int)

Установить идентификатор процесса или группы процесса, которые будут принимать сигналы SIGIO и SIGURG для событий на файловом дескрипторе fd. Идентификатор целевого процесса или группы процессов задаётся в аргументе arg. Идентификатор процесса задаётся положительным числом, идентификатор группы задаётся отрицательным числом. Обычно, вызывающий процесс указывает самого себя в качестве владельца (то есть в arg указывается результат getpid(2)).

Помимо установки владельца дескриптора файла, также нужно включить генерацию сигналов для файлового дескриптора. Это делается посредством установки флага состояния O_ASYNC в файловом дескрипторе с помощью fcntl() с командой F_SETFL. После этого сигнал SIGIO посылается всякий раз, когда для данного файлового дескриптора становится возможным ввод или вывод. Для включения доставки сигнала, отличного от SIGIO, можно использовать команду F_SETSIG вызова fcntl().

Отправка сигнала процессу-владельцу (группе), указанному с помощью F_SETOWN — такая же проверка прав, как описано в kill(2), где посылающий процесс один из тех, который может пользоваться F_SETOWN (но смотрите раздел ДЕФЕКТЫ далее). Если проверка не проходит, то сигнал просто отбрасывается. Замечание: операция F_SETOWN сохраняет мандаты вызывающего на момент вызова fcntl(), и эти сохранённые мандаты затем используются при проверке прав.

Если файловый дескриптор fd указывает на сокет, то по команде F_SETOWN для него также выбирается получатель сигналов SIGURG, которые доставляются, когда на сокет поступают внеполосные данные. (SIGURG посылается во всех ситуациях, когда вызов select(2) говорит, что сокет находится в состоянии "исключительной ситуации".)

Следующее верно для ядер 2.6.x, до 2.6.11 включительно:

Если для F_SETSIG передаётся ненулевое значение в многонитевой процесс, работающий с библиотекой нитей (например, NPTL), которая обеспечивает поддержку групп нитей, то положительное значение, переданное F_SETOWN, имеет другой смысл: вместо указания ID процесса, описывающего весь процесс, она является ID нити, указывающим на определённую нить процесса. Поэтому может понадобиться передать в F_SETOWN результат gettid(2), а не getpid(2), чтобы получить правильный результат при использовании F_SETSIG. (В имеющихся реализациях Linux ID главной нити совпадает с ID процесса. Это означает, что в программе с одной нитью можно использовать любой вызов, gettid(2) или getpid(2), в этом случае.) Однако заметим, что утверждения этого абзаца не применимы к сигналу SIGURG, генерируемому для внеполосных данных сокета: этот сигнал всегда посылается или процессу или группе процессов, в зависимости от значения, указанного для F_SETOWN.

Описанное выше поведение было случайно удалено из Linux 2.6.12, и так и не восстановлено. Начиная с Linux 2.6.32 используйте F_SETOWN_EX при назначении сигналов SIGIO и SIGURG для определённой нити.

F_GETOWN_EX (struct f_owner_ex *) (начиная с Linux 2.6.32)

Получить настройки владения текущим файловым дескриптором, установленные предыдущей командой F_SETOWN_EX. Информация возвращается в структуре, указанной в arg, которая имеет следующий вид:

```
struct f_owner_ex {

    int   type;

    pid_t pid;
};

```

Поле type будет равно: F_OWNER_TID, F_OWNER_PID или F_OWNER_PGRP. Значением поля pid будет положительное целое, представляющее ID нити, ID процесса или ID группы процессов. Подробности смотрите в описании F_SETOWN_EX.

F_SETOWN_EX (struct f_owner_ex *) (начиная с Linux 2.6.32)

Эта команда выполняет задачу, подобную F_SETOWN. Она позволяет вызывающему назначить сигналы доступности ввода-вывода определённой нити, процессу или группе процессов. Вызывающий указывает приёмник сигналов в arg, выражаемый указателем на структуру f_owner_ex. Поле type имеет одно из следующих значений, которое определяет чем считать pid:

F_OWNER_TID

Посылать сигнал нити, чей ID (значение, возвращаемое вызовом clone(2) или gettid(2)) указан в pid.

F_OWNER_PID

Посылать сигнал процессу, чей ID указан в pid.

F_OWNER_PGRP

Посылать сигнал группе процессов, чей ID указан в pid. (Заметим, что в отличие от F_SETOWN, ID группы процессов здесь задаётся как положительное значение.)

F_GETSIG (void)

Получить (как результат функции) сигнал, посылаемый, когда становится возможным ввод или вывод. Значение 0 означает сигнал SIGIO. Любое другое значение (включая SIGIO) является другим сигналом, и в этом случае для обработчика сигнала доступна дополнительная информация, если он был установлен с SA_SIGINFO. Аргумент arg игнорируется.

F_SETSIG (int)

Установить сигнал, который будет посылаться когда станет возможен ввод или вывод, в значение, указанное в arg. Значение 0 означает сигнал по умолчанию SIGIO. Любое другое значение (включая SIGIO) является другим сигналом, и в этом случае, для обработчика сигнала доступна дополнительная информация, если он был установлен с SA_SIGINFO.

В случае использования F_SETSIG с ненулевым значением и установкой SA_SIGINFO для обработчика сигнала (см. sigaction(2)) обработчику передаётся дополнительная информация о событиях ввода/вывода в структуре siginfo_t. Если поле si_code показывает, что источник — SI_SIGIO, то поле si_fd содержит файловый дескриптор, ассоциированный с событием. В противном случае не существует никакого механизма, чтобы сообщить с каким файловым дескриптором связан полученный сигнал, и вы должны использовать обычные механизмы (select(2), poll(2), read(2) с установленным O_NONBLOCK и т.д.), чтобы определить какой файловый дескриптор доступен для ввода/вывода.

Заметим, что файловый дескриптор, предоставляемый в si_fd, тот же, что указывался при операции F_SETSIG. Это может привести к редкой тупиковой ситуации. Если с файлового дескриптора делался дубль (dup(2) или подобным вызовом), и оригинальный файловый дескриптор закрыт, то события ввода-вывода будут продолжать генерироваться, но поле si_fd будет содержать номер теперь уже закрытого файлового дескриптора.

При выборе сигнала реального времени (значение >= SIGRTMIN) в очередь может добавляться несколько событий ввода-вывода с одинаковыми номерами сигналов (размер очереди зависит от доступной памяти). Дополнительная информация будет доступна как описано выше, если для обработчика сигнала будет установлено SA_SIGINFO.

Заметим, что в Linux есть предел на количество сигналов реального времени, которые могут находиться в очереди процесса (см. getrlimit(2) и signal(7)), и если этот предел достигнут, то ядро изменяет пункт доставки SIGIO, и этот сигнал доставляется всему процессу, а не указанной нити.

Используя эти механизмы, программа может реализовать полностью асинхронный ввод-вывод почти не используя в своей работе select(2) или poll(2).

Использование O_ASYNC, является специфичным для BSD и Linux. В POSIX.1 описано только использование F_GETOWN и F_SETOWN вместе с сигналом SIGURG для сокетов (в POSIX не определён сигнал SIGIO). F_GETOWN_EX, F_SETOWN_EX, F_GETSIG, and F_SETSIG есть только в Linux. В POSIX описан асинхронный ввод-вывод и структура aio_sigevent, используемая для сходных действий; они также доступны в Linux как часть библиотеки GNU C (Glibc).

### Аренда
Команды F_SETLEASE и F_GETLEASE (в Linux 2.4 и выше) используются для установки новой и получения текущей аренды открытого описания файла, на который указывает файловый дескриптор fd. Аренда файла предоставляет механизм, посредством которого процесс, который удерживает аренду («арендатор»), уведомляется (отправкой сигнала), когда процесс («нарушитель аренды») пытается выполнить вызов open(2) или truncate(2) на файл, указанный в этом файловом дескрипторе.

F_SETLEASE (int)

Установить или удалить аренду файла, в соответствии со значениями, указываемыми в arg:

F_RDLCK

Установить аренду чтения. Это приведёт к генерации уведомления вызывающего процесса, когда файл открывается для записи или усечения. Аренда чтения может быть выделена только на файловый дескриптор, открытый только на чтение.

F_WRLCK

Установить аренду записи. Это приведёт к генерации уведомления вызывающего процесса, когда файл открывается для чтения или записи или выполняется его усечение. Аренда записи может быть установлена на файл, только если этот файл не имеет других открытых файловых дескрипторов.

F_UNLCK

Удалить аренду с указанного файла.

Аренды ассоциируются с открытым файловым описанием (см. open(2)). Это значит, что дублированные файловые дескрипторы (созданные, например, fork(2) или dup(2)) указывают на одну и ту же аренду, и эта аренда может изменяться или освобождаться через любой из этих дескрипторов. Более того, аренда освобождается или через явную команду F_UNLCK на любом из этих дублированных файловых дескрипторов, или когда все эти файловые дескрипторы будут закрыты.

Аренды могут быть выданы только на обычные файлы. Непривилегированный процесс может получить аренду только на файл, чей UID (владельца) совпадает с UID на файловой системе процесса. Процесс с мандатом CAP_LEASE может получить аренду на любые файлы.

F_GETLEASE (void)

Узнать какой тип аренды ассоциирован с файловым дескриптором fd; возвращается одно из значений F_RDLCK, F_WRLCK или F_UNLCK, соответственно означающих аренду на чтение, запись или что аренды нет. Аргумент arg игнорируется.

Когда процесс («нарушителя аренды») выполняет вызов open(2) или truncate(2), который конфликтует с арендой, установленной через F_SETLEASE, то системный вызов блокируется ядром и ядро уведомляет арендатора сигналом (по умолчанию SIGIO). Арендатор должен при получении этого сигнала выполнить все необходимые действия по очистке для подготовки этого файла к использованию другим процессом (например, сбросить буферы кэша) и затем удалить или снизить условия аренды. Аренда удаляется по команде F_SETLEASE с аргументом arg, установленным в F_UNLCK. Если арендатор удерживает аренду на запись в файл, и нарушитель аренды открывает файл на чтение, то достаточно того, что арендатор понизит условия аренды до аренды на чтение. Это выполняется командой F_SETLEASE с аргументом arg, установленным в F_RDLCK.

Если арендатор не освободит аренду или не снизит условия в течении определённого количества секунд, указанного в файле /proc/sys/fs/lease-break-time, то ядро принудительно удалит или снизит условия аренды для арендатора.

После того, как был начат разрыв аренды, F_GETLEASE возвращает тип назначения аренды (или F_RDLCK или F_UNLCK, в зависимости от необходимости совместимости с нарушителем аренды) до тех пор, пока держатель аренды добровольно не отдаст или не удалит аренду или ядро принудительно не сделает это после истечения таймера разрыва аренды.

После того как аренда снята держателем аренды или принудительно удалена и снижены условия, и предполагая, что нарушитель аренды не выполнял неблокирующий системный вызов, ядро позволяет продолжить работу системного вызова нарушителя аренды.

Если нарушитель аренды, заблокированный в open(2) или truncate(2), прерывается обработчиком сигнала, то системный вызов завершается неудачно с ошибкой EINTR, но другие шаги по-прежнему выполняются как описано ранее. Если нарушитель аренды завершается по сигналу будучи блокированным в open(2) или truncate(2), то другие шаги по-прежнему выполняются как описано ранее. Если нарушитель аренды указал флаг O_NONBLOCK при вызове open(2), то вызов немедленно завершается неудачей с ошибкой EWOULDBLOCK, но другие шаги по-прежнему выполняются как описано ранее.

По умолчанию, для уведомления арендатора используется сигнал SIGIO, но его можно изменить, используя команду F_SETSIG для fcntl(). Если выполняется команда F_SETSIG (даже назначая сигнал SIGIO), и при этом обработчик сигнала устанавливается с использованием SA_SIGINFO, то обработчик получит в качестве второго аргумента структуру siginfo_t, в которой поле si_fd будет содержать файловый дескриптор арендованного файла, к которому пытается получить доступ другой процесс (это полезно, если вызывающий процесс удерживает аренду на несколько файлов).

### Уведомления об изменении файла и каталога (dnotify)
F_NOTIFY (int)

(Начиная с Linux 2.4) Уведомлять при смене каталога, на который указывает fd или когда изменились файлы, которые в нём содержатся. События, о наступлении которых делается уведомление, задаются в аргументе arg, который является битовой маской, получаемой сложением (OR) одного или более следующих бит:

DN_ACCESS

Был произведён доступ к файлу (read(2), pread(2), readv(2) и подобные).

DN_MODIFY

Файл был изменён (write(2), pwrite(2), writev(2), truncate(2), ftruncate(2) и подобные).

DN_CREATE

Файл был создан (open(2), creat(2), mknod(2), mkdir(2), link(2), symlink(2), rename(2) в этом каталоге).

DN_DELETE

Файл был удалён (unlink(2), rename(2) в другой каталог, rmdir(2)).

DN_RENAME

Файл был переименован внутри каталога (rename(2)).

DN_ATTRIB

У файла были изменены атрибуты (chown(2), chmod(2), utime(2), utimensat(2) и подобные).

(Чтобы получить эти определения, нужно задать макрос тестирования свойств _GNU_SOURCE перед всеми остальными заголовочными файлами.)

Уведомления об изменении состояния каталога обычно однократные и приложение должно перерегистрировать установку уведомлений, чтобы и дальше получать их. Однако, если в аргумент arg, добавить DN_MULTISHOT, то уведомления будут приходить до тех пор, пока не будут явно отменены.

Серии запросов F_NOTIFY добавляются к событиям в arg, которые уже установлены. Чтобы выключить уведомления всех событий, выполните вызов F_NOTIFY, указав 0 в arg.

Уведомление происходит посредством доставки сигнала. Сигналом по умолчанию является SIGIO, но это можно изменить с помощью команды F_SETSIG fcntl() (заметим, что SIGIO — один из безочерёдных стандартных сигналов; переход к использованию сигнала реального времени означает, что многократные уведомления могут попасть в очередь процесса). В последнем случае, обработчик сигнала принимает структуру siginfo_t в качестве второго аргумента (если обработчик был установлен с помощью SA_SIGINFO), в поле si_fd этой структуры содержится файловый описатель, для которого сгенерировано уведомление (полезно при учёте уведомлений из нескольких каталогов).

Кроме того, когда используется DN_MULTISHOT, для уведомлений должен бы быть использован сигнал реального времени, так что множественные уведомления могут быть поставлены в очередь.

ЗАМЕЧАНИЕ: В новых приложениях нужно использовать интерфейс inotify (доступен начиная с ядра 2.6.13), который предоставляет намного лучший интерфейс для получения уведомлений о событиях в файловой системе. Смотрите inotify(7).

### Изменение ёмкости канала
F_SETPIPE_SZ (int; начиная с Linux 2.6.35)

Изменяет ёмкость канала, на который указывает fd; она становится равной не менее arg байт. Непривилегированный процесс может задать ёмкость канала любого значения, начиная с размера системной страницы до ограничения, заданного в /proc/sys/fs/pipe-max-size (смотрите proc(5)). При задании ёмкости меньше размера страницы, она будет без ошибок округлена до размера страницы. При задании непривилегированным процессом ёмкости канала больше ограничения из /proc/sys/fs/pipe-max-size приведёт к ошибке EPERM; привилегированный процесс (с CAP_SYS_RESOURCE) может превысить это ограничение.

При выделении буфера под канал ядро может использовать большую ёмкость чем указано в arg, если это удобно для реализации (в текущей реализации размером выделения является следующий кратный степени двойки размер страницы больший запрашиваемого размера). Реальным размером (в байтах) считается возвращаемый результат функции.

Попытка задать ёмкость канала меньшую размера буферного пространства, используемого в данный момент для хранения данных в канале приводит к ошибке EBUSY.

Заметим, что из-за способа использования страниц буфера канала при записи данных количество байт, которые могут быть записаны, может быть меньше, чем номинальный размер, в зависимости от размера записей.

F_GETPIPE_SZ (void; начиная с Linux 2.6.35)

Возвращает (как результат функции) ёмкость канала, указываемого fd.

### Опечатывание файла (file sealing)
Опечатывание файла позволяет ограничить набор выполняемых над файлом операций. Любая операция с файлом, попавшая в набор опечатанных, завершается с ошибкой EPERM. Набор печатей по умолчанию зависит от типа файла, к которому он применяется и файловой системы. Описание опечатывания файла, предназначение и примеры кода смотрите в memfd_create(2).

В настоящее время опечатывание файла может применяться к файловому дескриптору, возвращаемому memfd_create(2) (если был указан MFD_ALLOW_SEALING). В других файловых системах все операции fcntl(), относящиеся к печатям, возвращают EINVAL.

Печати (seals) — свойство inode. То есть все открытые файловые дескрипторы, указывающие на один inode, имеют общий набор печатей. Кроме этого, печати нельзя удалять, можно только добавлять.

F_ADD_SEALS (int; начиная с Linux 3.17)

Добавляет печати из значения битовой маски arg в набор печатей inode, на которую ссылается файловый дескриптор fd. Печати из набора нельзя удалить. После успешного выполнения, печати сразу же учитываются ядром. Если в текущий набор печатей входит F_SEAL_SEAL (смотрите далее), то этот вызов завершается с ошибкой EPERM. Добавление уже установленной печати ни к чему не приводит, если ещё не указана F_SEAL_SEAL. Чтобы разместить печать файловый дескриптор fd должен быть доступен на запись.

F_GET_SEALS (void; начиная с Linux 3.17)

Возвращает (в виде результата функции) текущий набор печатей inode, на которую указывает fd. Если печатей нет, возвращается 0. Если файл не поддерживает опечатывание, то возвращается -1 и errno присваивается EINVAL.

Доступны следующие печати:

F_SEAL_SEAL

Если печать установлена, то последующий вызов fcntl() с F_ADD_SEALS завершится ошибкой EPERM. Таки образом, данная печать предотвращает изменения самого набора печатей. Если начальный набор печатей файла содержит F_SEAL_SEAL, то он является постоянным и неизменяемым.

F_SEAL_SHRINK

Если эта печать установлена, то нельзя уменьшить размер файла. Она влияет на open(2) с флагом O_TRUNC, а также на truncate(2) и ftruncate(2). Эти вызовы завершаются ошибкой EPERM, если пытаются уменьшить файл. Увеличение размера файла по-прежнему возможно.

F_SEAL_GROW

Если эта печать установлена, то нельзя увеличить размер файла. Она влияет на write(2) за концом файла, truncate(2), ftruncate(2) и fallocate(2). Эти вызовы завершаются ошибкой EPERM, если пытаются увеличить файл. Уменьшение размера файла по-прежнему возможно.

F_SEAL_WRITE

Если эта печать установлена, то нельзя изменить содержимое файла. Заметим, что уменьшение или увеличение файла по-прежнему возможно. То есть данная печать, обычно, используется в комбинации с одной из этих печатей. Данная печать влияет на write(2) и fallocate(2) (только для флага FALLOC_FL_PUNCH_HOLE). Эти вызовы завершаются ошибкой EPERM. Кроме этого, попытка создать новое общее, доступное на запись отображение через mmap(2) также завершится ошибкой EPERM.

Использование операции F_ADD_SEALS для установки F_SEAL_WRITE завершается ошибкой EBUSY, если существует доступное на запись общее отображение. Такие отображения должны быть удалены перед добавлением данной печати. Кроме этого, если у файла есть асинхронные операции, ожидающие ввода-вывода (io_submit(2)), то все отложенные операции записи будут отброшены.

### Подсказки чтения/записи файла
Подсказки срока службы записи можно использовать для уведомления ядра об относительно ожидаемом сроке службы записи заданной иноды и открытого файлового описания (об открытых файловых описаниях читайте в open(2)). В этом контексте термин «срок службы записи» (write lifetime) означает ожидаемое время, которое будут существовать данные на носителе до их перезаписи или стирания.

В приложении можно использовать различные значения подсказок, перечисленные ниже, для разделения записей на различные классы, чтобы несколько пользователей или приложений, работающие на одном аппаратном хранилище могли объединить свои шаблоны ввода-вывода в непротиворечивую форму. Однако, для флагов не подразумевается какая-то функциональная семантика, и для различных классов ввода-вывода можно использовать подсказки срока службы записи произвольным образом, пока подсказки не противоречат друг другу.

Следующие операции могут применяться к файловому дескриптору fd:

F_GET_RW_HINT (uint64_t *; начиная с Linux 4.13)

Возвращает значение подсказки чтения/записи, связанной с инодой, на которую указывает fd.

F_SET_RW_HINT (uint64_t *; начиная с Linux 4.13)

Изменяет значение подсказки чтения/записи, связанной с инодой, на которую указывает fd. Данная подсказка действует до тех пор, пока не будет явно изменена или не будет размонтирована нижележащая файловая система.

F_GET_FILE_RW_HINT (uint64_t *; начиная с Linux 4.13)

Возвращает значение подсказки чтения/записи, связанной с открытым файловым описанием, на которое указывает fd.

F_SET_FILE_RW_HINT (uint64_t *; начиная с Linux 4.13)

Изменяет значение подсказки чтения/записи, связанной с открытым файловым описанием, на которое указывает fd.

Если открытому файловому описанию не была назначена подсказка чтения/записи, то будет использоваться значение (если есть), назначенное иноде.

Начиная с Linux 4.13, действуют следующие подсказки чтения/записи:

RWH_WRITE_LIFE_NOT_SET

Подсказка не задана. Это значение по умолчанию.

RWH_WRITE_LIFE_NONE

Срока службы записи, связанного с этим файлом или инодой, не задано.

RWH_WRITE_LIFE_SHORT

Ожидается, что данные, записанные в эту иноду или через открытое файловое описание, будут иметь короткий срок службы.

RWH_WRITE_LIFE_MEDIUM

Ожидается, что данные, записанные в эту иноду или через открытое файловое описание, будут иметь срок службы длиннее, чем данные, записанные с RWH_WRITE_LIFE_SHORT.

RWH_WRITE_LIFE_LONG

Ожидается, что данные, записанные в эту иноду или через открытое файловое описание, будут иметь срок службы длиннее, чем данные, записанные с RWH_WRITE_LIFE_MEDIUM.

RWH_WRITE_LIFE_EXTREME

Ожидается, что данные, записанные в эту иноду или через открытое файловое описание, будут иметь срок службы длиннее, чем данные, записанные с RWH_WRITE_LIFE_LONG.

Все подсказки записи соотносятся друг с другом и нет отдельного абсолютного смысла им предписываемого.

## ВОЗВРАЩАЕМОЕ ЗНАЧЕНИЕ
При успешном выполнении возвращаемое значение зависит от используемой команды:

F_DUPFD

Новый файловый дескриптор.

F_GETFD

Значение флагов файлового дескриптора.

F_GETFL

Значение флагов состояния файла.

F_GETLEASE

Тип аренды, установленной на файлом дескрипторе.

F_GETOWN

Значение, представляющее собой владельца файлового дескриптора.

F_GETSIG

Значение сигнала, посылаемого когда становится возможным чтение или запись или ноль для традиционного поведения SIGIO.

F_GETPIPE_SZ, F_SETPIPE_SZ

Ёмкость канала.

F_GET_SEALS

Битовая маска, описывающая печати inode, на которую указывает fd.

Все остальные команды

Ноль.

В случае ошибки возвращается -1 и значение errno устанавливается соответствующим образом.

## ОШИБКИ
EACCES или EAGAIN

Операция запрещена блокировками, которые удерживаются другими процессами.

EAGAIN

Операция запрещена, потому что файл отображается в память другим процессом.

EBADF

Значение fd не является открытым файловым дескриптором.

EBADF

Значение cmd равно F_SETLK или F_SETLKW, но режим открытия файлового дескриптора не совпадает с типом запрошенной блокировки.

EBUSY

Значение cmd равно F_SETPIPE_SZ и новая ёмкость канала, указанная в arg, меньше размера буферного пространства, используемого в данный момент для хранения данных в канале.

EBUSY

Значение cmd равно F_ADD_SEALS, в arg содержится F_SEAL_WRITE и существует доступное на запись, общее отображение файла, на который указывает fd.

EDEADLK

Было обнаружено, что указанная команда F_SETLKW привела бы к взаимной блокировке (deadlock).

EFAULT

Значение lock находится за пределами доступного адресного пространства.

EINTR

Значение cmd равно F_SETLKW или F_OFD_SETLKW и операция была прервана сигналом; смотрите signal(7)).

EINTR

Значение cmd равно F_GETLK, F_SETLK, F_OFD_GETLK или F_OFD_SETLK и операция была прервана сигналом перед тем как блокировка была проверена или установлена. Большинство таких ошибок случается при блокировке удалённого файла (например, блокировка через NFS), но иногда такое может случаться и с локальным файлом.

EINVAL

Значение cmd не распознано ядром.

EINVAL

Значение cmd равно F_ADD_SEALS и arg содержит бит не распознанной печати.

EINVAL

Значение cmd равно F_ADD_SEALS или F_GET_SEALS и файловая система, содержащая inode, на которую указывает fd, не поддерживает опечатывание.

EINVAL

Значение cmd равно F_DUPFD и значение arg отрицательное или больше максимально возможного значения (смотрите описание RLIMIT_NOFILE в getrlimit(2)).

EINVAL

Значение cmd равно F_SETSIG и значение arg не содержит допустимый номер сигнала.

EINVAL

Значение cmd равно F_OFD_SETLK, F_OFD_SETLKW или F_OFD_GETLK, но значение l_pid не равно нулю.

EMFILE

Значение cmd равно F_DUPFD и было достигнуто ограничение по количеству открытых файловых дескрипторов на процесс.

ENOLCK

Открыто слишком много блокировок сегментов, таблица блокировок заполнена или ошибка протокола удалённой блокировки (например, при блокировке через NFS).

ENOTDIR

Значение cmd равно F_NOTIFY, fd не ссылается на каталог.

EPERM

Значение cmd равно F_SETPIPE_SZ и достигнуто мягкое или жёсткое ограничение канала пользователя; смотрите pipe(7).

EPERM

Попытка сбросить флаг O_APPEND на файле, который открыт с атрибутом только для добавления.

EPERM

Значение cmd равно F_ADD_SEALS, но fd не открыт на запись или текущий набор печатей файла уже содержит F_SEAL_SEAL.

## СООТВЕТСТВИЕ СТАНДАРТАМ
SVr4, 4.3BSD, POSIX.1-2001. В POSIX.1-2001 указаны только команды F_DUPFD, F_GETFD, F_SETFD, F_GETFL, F_SETFL, F_GETLK, F_SETLK и F_SETLKW.

Значения F_GETOWN и F_SETOWN определены в POSIX.1-2001. Для получения их определений, определите _XOPEN_SOURCE со значением 500 или больше или _POSIX_C_SOURCE со значением 200809L или больше.

F_DUPFD_CLOEXEC указана в POSIX.1-2008. Для получения определения, определите _POSIX_C_SOURCE со значением 200809L или больше, или _XOPEN_SOURCE со значением 700 или больше.

Команды F_GETOWN_EX, F_SETOWN_EX, F_SETPIPE_SZ, F_GETPIPE_SZ, F_GETSIG, F_SETSIG, F_NOTIFY, F_GETLEASE и F_SETLEASE есть только в Linux. Для задействования этих определений определите макрос _GNU_SOURCE.

Значения F_OFD_SETLK, F_OFD_SETLKW и F_OFD_GETLK есть только в Linux (и для получения их определений нужно определить _GNU_SOURCE), но ведётся работа по их включению в следующую версию POSIX.1.

Значения F_ADD_SEALS и F_GET_SEALS есть только в Linux.

## ЗАМЕЧАНИЯ
Ошибки, возвращаемые dup2(2), отличаются от тех, что возвращаются при F_DUPFD.

### Файловая блокировка
Первоначальная версия системного вызова fcntl() в Linux не умела работать с большими файловыми смещениями (в структуре flock). Позднее, в Linux 2.4 был добавлен системный вызов fcntl64(). Новый системный вызов использует другую структуру для блокировки файлов — flock64 и соответствующие команды — F_GETLK64, F_SETLK64 и F_SETLKW64. Однако, это различие может игнорироваться приложениями, которые используют glibc, так как имеющаяся в ней обёрточная функция fcntl() самостоятельно задействует более новый системный вызов, если он доступен.

### Обычные блокировки (Record locks)
Начиная с ядра 2.0, не существует разницы между типами блокировки, которые осуществляют flock(2) и fcntl().

Некоторые системы имеют дополнительные поля в структуре struct flock, например, l_sysid (признак машины, на которой удерживается блокировка). Вообще говоря, один l_pid не очень полезен, если процесс, удерживающий блокировку, может работать на другой машине; в Linux, хотя это поле и есть на некоторых архитектурах (например, MIPS32), но оно не используется.

Первоначальная версия системного вызова fcntl() в Linux не умела работать с большими файловыми смещениями (в структуре flock). Позднее, в Linux 2.4 был добавлен системный вызов fcntl64(). Новый системный вызов использует другую структуру для блокировки файлов — flock64 и соответствующие команды — F_GETLK64, F_SETLK64 и F_SETLKW64. Однако, это различие может игнорироваться приложениями, которые используют glibc, так как имеющаяся в ней обёрточная функция fcntl() самостоятельно задействует более новый системный вызов, если он доступен.

### Блокировка и NFS
До Linux 3.12, если клиент NFSv4 теряет связь с сервером на некоторый период времени (более 90 секунд), то он может потерять и перезапросить блокировки даже не зная об этом (период времени, после которого контакт предполагается потерянным в NFSv4 называется время аренды (leasetime). У Linux в сервере NFS его можно узнать по значению в /proc/fs/nfsd/nfsv4leasetime, которое отражает период в секундах. В этом файле значение по умолчанию равно 90). Данный сценарий несёт потенциальный риск повреждения данных, так как в этот перерыв другой процесс может установить блокировку и выполнить файловый ввод-вывод.

Начиная с Linux 3.12, если клиент NFSv4 теряет контакт с сервером, то любой файловый ввод-вывод, выполняемый процессом, который «думает», что имеет блокировку, будет завершаться с ошибкой до тех пор, пока этот процесс не закроет и не переоткроет файл. Чтобы вернуть поведение, которое было до версии pre-3.12, можно параметру ядра nfs.recover_lost_locks присвоить значение 1, из-за чего клиент буде пытаться восстановить потерянные блокировки при переустановлении связи с сервером. Из-за наличия сопутствующего риска повреждения данных, значение данного параметра по умолчанию равно 0 (отключено).

## ДЕФЕКТЫ

### F_SETFL
Невозможно использовать F_SETFL для смены состояния флагов O_DSYNC и O_SYNC. Попытка изменить состояние этих флагов просто игнорируется.

### F_GETOWN
Ограничение в соглашениях по системным вызовам Linux на некоторых архитектурах (в частности i386) приводит к тому, что если значение ID группы процесса (отрицательное), возвращаемое по команде F_GETOWN, попадает в диапазон от -1 до -4095, то оно неправильно интерпретируется glibc и считается ошибкой в системном вызове; то есть возвращаемое значение fcntl() будет равно -1, а errno будет содержать значение ID группы процесса (положительное). Команда F_GETOWN_EX (есть только в Linux) не подвержена этой проблеме. Начиная с glibc версии 2.11, glibc делает проблему для F_GETOWN невидимой, реализовав F_GETOWN с помощью F_GETOWN_EX.

### F_SETOWN
В Linux 2.4 и более раннем, есть ошибка, которая может произойти когда непривилегированный процесс использует F_SETOWN для задания владельца дескриптора файла сокета как процесса (группу) отличного от вызывающего. В этом случае fcntl() может вернуть -1 с errno равным EPERM, даже когда процесс (группа) владелец такая же как и вызывающий имеет право посылать сигнал. Несмотря на возвращаемую ошибку, владелец файлового дескриптора всё равно устанавливается и сигналы будут посылаться владельцу.

### Обнаружение взаимных блокировок (deadlock)
Алгоритм обнаружения взаимных блокировок задействуется ядром при работе с запросами F_SETLKW и может закончиться как ненахождением (не удалось обнаружить взаимную блокировку и процессы блокируют друг друга навсегда), так и ошибочным нахождением (ошибка EDEADLK, но взаимная блокировка отсутствует). Например, ограничение ядра на вложенность зависимостей блокировки при поиске равна 10, что означает, что цепочки циклических зависимостей, превышающие этот размер, не будут обнаружены. Также ядро может ошибочно посчитать за взаимную блокировку ситуацию, когда два и более процесса, созданных с помощью clone(2) с флагом CLONE_FILES, размещают блокировки, которые похожи (для ядра) на конфликтующие.

### Обязательная (mandatory) блокировка
Реализация обязательной блокировки в Linux проводит к состязательности процессов, что делает её ненадёжной: вызов write(2), пересекающийся с блокировкой, может изменить данные после установления обязательной блокировки; вызов read(2), пересекающийся с блокировкой, может обнаружить изменившиеся данные, которые были внесены уже установления блокировки на запись. Подобная состязательность существует между обязательными блокировками и mmap(2). Поэтому нецелесообразно полагаться на обязательную блокировку.

## СМОТРИТЕ ТАКЖЕ
dup2(2), flock(2), open(2), socket(2), lockf(3), capabilities(7), feature_test_macros(7), lslocks(8)

Файлы locks.txt, mandatory-locking.txt и dnotify.txt из каталога Documentation/filesystems. исходного кода ядра Linux (в старых ядрах эти файлы были в каталоге Documentation/, а mandatory-locking.txt назывался mandatory.txt).


flock

package: man-pages-ru

title: flock(2)

text:
# flock(2)

## ИМЯ
flock - устанавливает или снимает консультативную (advisory) блокировку на открытом файле

## ОБЗОР
\#include <sys/file.h>

int flock(int fd, int operation);

## ОПИСАНИЕ
Устанавливает или снимает консультативную блокировку на открытом файле, указанном в fd. Аргумент operation может содержать одно из следующих значений:

LOCK_SH

Установить общую (shared) блокировку. Общую блокировку на заданный файл может удерживать более чем один процесс.

LOCK_EX

Установить эксклюзивную (exclusive) блокировку. Только один процесс может удерживать эксклюзивную блокировку файла.

LOCK_UN

Удалить существующую блокировку, удерживаемую данным процессом.

Вызов flock() может быть блокирован, если несовместимый тип блокировки уже удерживается другим процессом. Чтобы выполнить неблокирующий запрос, добавьте LOCK_NB (через операцию ИЛИ) к одному из вышеописанных значений.

Один файл не может иметь одновременно и общую и эксклюзивную блокировку.

Блокировки, созданные flock(), ассоциируются с дескриптором открытого файла (смотрите open(2)). Это означает, что дублирующие файловые дескрипторы (созданные, например, вызовами fork(2) или dup(2)) указывают на одну блокировку, и эта блокировка может быть изменена или снята при использовании любого из этих файловых дескрипторов. Также, блокировка освобождается либо через явное выполнение операции LOCK_UN на одном из дублирующих файловых дескрипторов, либо когда все такие файловые дескрипторы будут закрыты.

Если процесс использует open(2) (или подобный вызов) для получения более одного файлового дескриптора на один и тот же файл, то эти файловые дескрипторы считаются flock() независимыми. Попытка заблокировать файл с помощью одного из этих файловых дескрипторов может быть пресечена из-за блокировки, которую вызывающий процесс уже установил через другой файловый дескриптор.

Процесс может удерживать на файле только один из типов блокировки (общую или эксклюзивную). Последующие вызовы flock() на уже заблокированный файл будут преобразовывать текущую блокировку к новому заданному режиму блокировки.

Блокировки, созданные flock(), сохраняются при выполнении execve(2).

Общая или эксклюзивная блокировка может быть установлена на файл вне зависимости от режима, в котором этот файл был открыт.

## ВОЗВРАЩАЕМОЕ ЗНАЧЕНИЕ
При успешном выполнении возвращается 0. В случае ошибки возвращается -1, а errno устанавливается в соответствующее значение.

## ОШИБКИ
EBADF

fd не является открытым файловым дескриптором.

EINTR

При ожидании получения блокировки вызов был прерван сигналом, пришедшим в обработчик; см. signal(7).

EINVAL

Неверное значение operation.

ENOLCK

Ядру не хватило памяти для создания записи блокировки.

EWOULDBLOCK

Файл блокирован и был указан флаг LOCK_NB.

## СООТВЕТСТВИЕ СТАНДАРТАМ
4.4BSD (впервые вызов flock() появился в 4.2BSD). Вызов flock() есть в большинстве систем UNIX, возможно реализованный с помощью fcntl(2).

## ЗАМЕЧАНИЯ
Начиная с версии ядра 2.0, flock() реализован как самостоятельный системный вызов, а не как эмуляция в библиотеке GNU C с помощью fcntl(2). В этой реализации не существует никакого взаимодействия между типами блокировок, устанавливаемыми flock() и fcntl(2), и flock() не обнаруживает взаимные блокировки (заметим, что в некоторых системах, таких как современные BSD, вызовы flock() и fcntl(2) блокирующие, при взаимодействии друг с другом).

flock() устанавливает только консультативные блокировки; имея соответствующие права на файл, процесс может игнорировать использование flock() и выполнять над файлом операции ввода/вывода.

flock() и fcntl(2) имеют разную семантику для порождённых процессов и dup(2). В системах, где реализован flock() с помощью fcntl(2), семантика flock() будет отличаться от описанной в данной справочной странице.

При преобразовании блокировки (общую в эксклюзивную или наоборот) не гарантируется атомарность операции: сначала существующая блокировка удаляется, а затем устанавливается новая. Между этими двумя действиями другой процесс, ожидающий запрос на блокировку, может получить на неё разрешение, в следствие чего преобразование или заблокируется, или завершится неудачно, если был указан флаг LOCK_NB (это оригинальное поведение BSD встречается во многих других реализациях).

### Особенности NFS
В ядрах Linux вплоть до 2.6.11, flock() не блокирует файлы через NFS (т. е., охват блокировки ограничен локальной системой). Вместо этого можно использовать байтовой диапазон блокировки fcntl(2), который работает через NFS; появился в сравнительно новой версии Linux и серверах, поддерживающих блокировку.

Начиная с Linux 2.6.12, клиенты NFS поддерживают блокировки flock(), посредством эмуляции через байтовые диапазоны блокировок fcntl(2) на весь файл. Это означает, что блокировки fcntl(2) и flock() взаимодействуют друг с другом через NFS. Также это означает, что для выполнения эксклюзивной блокировки файл должен быть открыт на запись.

Начиная с Linux 2.6.37, ядро поддерживает режим совместимости, позволяющий считать блокировки flock() (а также байтовые диапазоны блокировки fcntl(2)) локальными; смотрите описание параметра local_lock в nfs(5).

## СМОТРИТЕ ТАКЖЕ
flock(1), close(2), dup(2), execve(2), fcntl(2), fork(2), open(2), lockf(3), lslocks(8)

Documentation/filesystem/locks.txt в исходном коде ядра Linux (в старых ядрах — Documentation/locks.txt)

branch: sisyphus


fork

title: fork(2)

summary: создаёт дочерний процесс

text:
# fork(2)

## ИМЯ
fork - создаёт дочерний процесс

## ОБЗОР
\#include <sys/types.h>

\#include <unistd.h>

pid_t fork(void);

## ОПИСАНИЕ
Вызов fork() создаёт новый процесс посредством копирования вызывающего процесса. Новый процесс считается дочерним процессом. Вызывающий процесс считается родительским процессом.

Дочерний и родительский процессы находятся в отдельных пространствах памяти. Сразу после fork() эти пространства имеют одинаковое содержимое. Запись в память, отображение файлов (mmap(2)) и снятие отображения (munmap(2)), выполненных в одном процессе, ничего не изменяет в другом.

Дочерний процесс является точной копией родительского процесса за исключением следующих моментов:

- Потомок имеет свой уникальный идентификатор процесса, и этот PID (идентификатор процесса) не совпадает ни с одним существующим идентификатором группы процессов (setpgid(2)) или сеансов.

- Идентификатор родительского процесса у потомка равен идентификатору родительского процесса.

- Потомок не наследует блокировки памяти родителя (mlock(2), mlockall(2)).

- Счётчики использования ресурсов (getrusage(2)) и времени ЦП у потомка сброшены в 0.

- Набор ожидающих сигналов потомка изначально пуст (sigpending(2)).

- Потомок не наследует значения семафоров родителя (semop(2)).

- Потомок не наследует связанные с процессом блокировки родителя (fcntl(2)) (с другой стороны, он наследует блокировки файловых описаний fcntl(2) и блокировки flock(2)).

- Потомок не наследует таймеры родителя (setitimer(2), alarm(2), timer_create(2)).

- Потомок не наследует ожидающие выполнения операции асинхронного ввода-вывода (aio_read(3), aio_write(3)) и контексты асинхронного ввода-вывода родителя (см. io_setup(2)).

Все перечисленные атрибуты указаны в POSIX.1. Родитель и потомок также отличаются по следующим атрибутам процесса, которые есть только в Linux:

- Потомок не наследует уведомления об изменении каталога (dnotify) родителя (смотрите описание F_NOTIFY в fcntl(2)).

- Настройка PR_SET_PDEATHSIG у prctl(2) сбрасывается, и поэтому потомок не принимает сигнал о завершении работы родителя.

- Резервное значение по умолчанию устанавливается равным родительскому текущему резервному значению таймера. Смотрите описание PR_SET_TIMERSLACK в prctl(2).

- Отображение памяти, помеченное с помощью флага MADV_DONTFORK через madvise(2), при fork() не наследуется.

- Память в диапазонах адресов, которые были помечены с помощью madvise(2) флагом MADV_WIPEONFORK, обнуляются в потомке после fork() (флаг MADV_WIPEONFORK остаётся в потомке у этих диапазонов адресов).

- Сигнал завершения работы потомка всегда SIGCHLD (см. clone(2)).

- Биты прав доступа к порту, установленные с помощью ioperm(2), не наследуются потомком; потомок должен установить все нужные ему биты с помощью ioperm(2).

Также стоит учитывать следующее:

- Процесс потомка создаётся с одиночной нитью — той, которая вызвала fork(). Всё виртуальное адресное пространство родителя копируется в потомок, включая состояние мьютексов, условных переменных и других объектов pthreads; в случае проблем с этим может помочь pthread_atfork(3).

- В многонитевой программе после fork() потомок может безопасно вызывать только безопасные-асинхронные-сигнальные функции (смотрите signal-safety(7)) до тех пор, пока не вызовет execve(2).

- Потомок наследует копии набора открытых файловых дескрипторов родителя. Каждый файловый дескриптор в потомке ссылается на то же описание файла что и родитель (смотрите open(2)). Это означает, что два файловых дескриптора совместно используют флаги состояния открытого файла, смещение файла и атрибуты ввода-вывода, управляемые сигналами (смотрите описание F_SETOWN и F_SETSIG в fcntl(2)).

- Потомок наследует копии набора файловых дескрипторов открытых очередей сообщений родителя (смотрите mq_overview(7)). Каждый файловый дескриптор в потомке ссылается на то же описание открытой очереди сообщений что и родитель. Это означает, что два файловых дескриптора совместно используют флаги (mq_flags).

- Потомок наследует копии набора потоков открытых каталогов родителя (смотрите opendir(3)). В POSIX.1 сказано, что соответствующие потоки каталогов в родителе и потомке могут совместно использовать позицию в потоке каталога; в Linux/glibc они не могут этого делать.

## ВОЗВРАЩАЕМОЕ ЗНАЧЕНИЕ
При успешном завершении родителю возвращается PID процесса-потомка, а процессу-потомку возвращается 0. При ошибке родительскому процессу возвращается -1, процесс-потомок не создаётся, а значение errno устанавливается в соответствующее значение.

## ОШИБКИ
EAGAIN

Возникло системного ограничение на количество нитей. Есть несколько ограничений, которые могут вызвать эту ошибку:

- RLIMIT_NPROC (задаётся с помощью setrlimit(2)), который ограничивает количество процессов и ните для реального ID пользователя;

- было достигнуто системное ограничение ядра на количество процессов и нитей, /proc/sys/kernel/threads-max (смотрите proc(5));

- достигнуто максимальное количество PID, /proc/sys/kernel/pid_max (смотрите proc(5)); или

- достигнуто ограничение на PID (pids.max), наложенное контроллером cgroup на «номер процесса» (PID).

EAGAIN

Вызывающий работает по алгоритму планирования SCHED_DEADLINE и у него не установлен флаг сброса-при-fork (reset-on-fork). Смотрите sched(7).

ENOMEM

Вызов fork() завершился с ошибкой из-за невозможности разместить необходимые структуры ядра, потому что слишком мало памяти.

ENOMEM

Была попытка создания дочерний процесс в пространстве имён PID, чей процесс «init» завершил работу. Смотрите pid_namespaces(7).

ENOSYS

Вызов fork() не поддерживается на этой платформе (например, из-за того, что аппаратное обеспечение не содержит блока управления памятью (MMU)).

ERESTARTNOINTR (начиная с Linux 2.6.17)

Системный вызов был прерван сигналом и перезапущен (может быть замечено только при трассировке).

## СООТВЕТСТВИЕ СТАНДАРТАМ
POSIX.1-2001, POSIX.1-2008, SVr4, 4.3BSD.

## ЗАМЕЧАНИЯ
В Linux, fork() реализован с помощью «копирования страниц при записи» (copy-on-write, COW), поэтому расходы на вызов состоят из времени и памяти, требуемой на копирование страничных таблиц родителя и создания уникальной структуры, описывающей задачу.

### Отличия между библиотекой C и ядром
Начиная с версии 2.3.3, вместо того, чтобы вызывать системный вызов fork(), обёрточная функция fork() в glibc, как часть реализации нитей NPTL, вызывает clone(2) с флагами, которые обеспечивают поведение традиционного системного вызова (вызов fork() эквивалентен вызову clone(2), если значение равно flags SIGCHLD). Обёртка в glibc вызывает все обработчики при ветвлении (fork), которые были зарегистрированы с помощью pthread_atfork(3).

## ПРИМЕР
Смотрите pipe(2) и wait(2).

## СМОТРИТЕ ТАКЖЕ
clone(2), execve(2), exit(2), setrlimit(2), unshare(2), vfork(2), wait(2), daemon(3), pthread_atfork(3), capabilities(7), credentials(7)


fsync

title: fsync(2)

text:
# fsync(2)

## ИМЯ
fsync, fdatasync - синхронизирует состояние файла в памяти с состоянием на устройстве хранения

## ОБЗОР
\#include <unistd.h>

int fsync(int fd);

int fdatasync(int fd);

Требования макроса тестирования свойств для glibc (см. feature_test_macros(7)):

fsync():

в glibc 2.16 и новее:

Не требуется определять макросы тестирования свойств

до glibc 2.15 включительно:

_BSD_SOURCE || _XOPEN_SOURCE

|| /* начиная с glibc 2.8: */ _POSIX_C_SOURCE >= 200112L

fdatasync():

_POSIX_C_SOURCE >= 199309L || _XOPEN_SOURCE >= 500

## ОПИСАНИЕ
Вызов fsync() пересылает («сбрасывает») все изменённые в памяти (in-core) данные (т. е., изменённые страницы буферного кэша) файла, на который указывает файловый дескриптор fd, на дисковое устройство (или другое устройство постоянного хранения) таким образом, что вся изменённая информация может быть получена даже после падения системы или внезапной перезагрузки. При этом выполняется непосредственная запись или сброс дискового кэша (если он есть). Вызов блокируется до тех пор, пока устройство не сообщит, что пересылка завершена.

Помимо сброса самих данных, также сбрасывается информация о метаданных, связанная с файлом (смотрите inode(7)).

Вызов fsync() необязательно приводит к тому, что элемент каталога, содержащий файл, также будет сброшен на диск. Для этого нужно явно выполнить fsync() для файлового дескриптора каталога.

Вызов fdatasync() подобен fsync(), но не записывает изменившиеся метаданные, если эти метаданные не нужны для последующего получения данных. Например, изменения st_atime или st_mtime (время последнего доступа и последнего изменения, соответственно; смотрите inode(7)) не нужно записывать, так как они ненужны для чтения самих данных. С другой стороны, при изменении размера файла (st_size, изменяется, например, ftruncate(2)) запись метаданных будет нужна.

Целью создания fdatasync() является сокращение обменов с диском для приложений, которым не нужна синхронизация метаданных с диском.

## ВОЗВРАЩАЕМОЕ ЗНАЧЕНИЕ
В случае успеха данные системные вызовы возвращают ноль. Если произошла ошибка возвращается -1 и errno устанавливается должным образом.

## ОШИБКИ
EBADF

fd не является правильным открытым файловым дескриптором.

EIO

Во время синхронизации произошла ошибка. Эта ошибка может относится к данным, записанным в какой-то другой файловый дескриптор того же файла. Начиная с Linux 4.13, об ошибках отложенной записи (write-back) будет сообщено всем файловым дескрипторам, которые могли записывать данные при возникновении ошибки. Некоторые файловые системы (например, NFS) следят за тем какие данные поступили из файлового дескриптора и сообщают только там, где нужно. Другие файловые системы (например, большинство локальных файловых систем) сообщат об ошибках всем файловым дескрипторам, которые уже открыли файл при возникновении ошибки.

ENOSPC

При синхронизации закончилось дисковое пространство.

EROFS, EINVAL

Значение fd связано со специальным файлом (например, канал, FIFO или сокет), который не поддерживает синхронизацию.

ENOSPC, EDQUOT

Значение fd указывает на файл в NFS или другой файловой системе, которая не выделяет место во время системного вызова write(2), и какая-то предыдущая операция записи завершилась ошибкой из-за нехватки места.

## СООТВЕТСТВИЕ СТАНДАРТАМ
POSIX.1-2001, POSIX.1-2008, 4.3BSD.

## ДОСТУПНОСТЬ
В системах POSIX, в которых есть fdatasync(), в <unistd.h> определено значение для _POSIX_SYNCHRONIZED_IO и оно больше 0 (см. также sysconf(3)).

## ЗАМЕЧАНИЯ
В некоторых системах UNIX (но не в Linux), fd должен быть файловым дескриптором, доступным для записи.

В Linux 2.2 и ранее, вызов fdatasync() эквивалентен fsync(), и поэтому не даёт преимуществ в производительности.

Реализации fsync() в старых ядрах и ранее, использовавшиеся в файловых системах, не знают как очищать (flush) дисковые кэши. В этих случаях дисковые кэши требуется заблокировать с помощью hdparm(8) или sdparm(8), чтобы гарантировать безопасное выполнение.

## СМОТРИТЕ ТАКЖЕ
sync(1), bdflush(2), open(2), posix_fadvise(2), pwritev(2), sync(2), sync_file_range(2), fflush(3), fileno(3), hdparm(8), mount(8)