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.TH PATH_RESOLUTION 7 "11 avril 2020" Linux "Manuel du programmeur Linux"
.SH NOM
path_resolution \- Trouver le fichier auquel un chemin fait référence
.SH 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.
.SS "Étape 1\ : Démarrer le processus de résolution"
If the pathname starts with the \(aq/\(aq 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 \fBchroot\fP(2) system call, or may temporarily use a different root
directory by using \fBopenat2\fP(2) with the \fBRESOLVE_IN_ROOT\fP flag set.
.PP
A process may get an entirely private mount namespace in case it\(emor one
of its ancestors\(emwas started by an invocation of the \fBclone\fP(2) system
call that had the \fBCLONE_NEWNS\fP flag set. This handles the \(aq/\(aq part
of the pathname.
.PP
If the pathname does not start with the \(aq/\(aq character, the starting
lookup directory of the resolution process is the current working directory
of the process \(em or in the case of \fBopenat\fP(2)\-style system calls, the
\fIdfd\fP argument (or the current working directory if \fBAT_FDCWD\fP is passed
as the \fIdfd\fP argument). The current working directory is inherited from
the parent, and can be changed by use of the \fBchdir\fP(2) system call.)
.PP
Les chemins débutant avec le caractère «\ /\ » sont appelés chemins
absolus. Les chemins ne débutant pas avec le caractère «\ /\ » sont appelés
chemins relatifs.
.SS "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.
.PP
Si le processus n'a pas les permissions nécessaires pour effectuer la
recherche dans le répertoire de recherche courant, une erreur \fBEACCES\fP est
renvoyée («\ Permission denied\ »\ : «\ Permission non accordée\ »).
.PP
Si le composant n'est pas trouvé, une erreur \fBENOENT\fP est renvoyée («\ No
such file or directory\ »\ : «\ Aucun fichier ou répertoire de ce type\ »).
.PP
Si le composant est trouvé mais que ce n'est ni un répertoire, ni un lien
symbolique, une erreur \fBENOTDIR\fP est renvoyée («\ Not a directory\ »\ :
«\ N'est pas un répertoire\ »).
.PP
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.
.PP
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 \fBENOTDIR\fP 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 \fBELOOP\fP error is returned when the maximum is exceeded
("Too many levels of symbolic links").
.PP
.\"
.\" presently: max recursion depth during symlink resolution: 5
.\" max total number of symbolic links followed: 40
.\" _POSIX_SYMLOOP_MAX is 8
.\" MAXSYMLINKS is 40
.\" MAX_NESTED_LINKS
.\" commit 894bc8c4662ba9daceafe943a5ba0dd407da5cd3
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.
.PP
The resolution of symbolic links during this stage can be blocked by using
\fBopenat2\fP(2), with the \fBRESOLVE_NO_SYMLINKS\fP flag set.
.SS "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 \(em 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 \(em 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.
.SS ". et .."
Par convention, chaque répertoire possède les entrées \fI.\fP et \fI..\fP, qui se
rapportent, respectivement, au répertoire lui\-même et à son répertoire
parent.
.PP
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.
.PP
One cannot walk up past the root: "/.." is the same as "/".
.SS "Points de montage"
Après une commande \fBmount\fP \fIpériphérique chemin\fP, le nom de chemin
\fIchemin\fP fait référence à la racine de la hiérarchie du système de fichiers
sur le \fIpériphérique\fP, et plus du tout ce qu'il référençait précédemment.
.PP
On peut sortir d'un système de fichiers monté\ : \fIchemin/..\fP fait référence
au répertoire parent de \fIchemin\fP, en dehors de la hiérarchie du système de
fichiers sur \fIpériphérique\fP.
.PP
Traversal of mount points can be blocked by using \fBopenat2\fP(2), with the
\fBRESOLVE_NO_XDEV\fP flag set (though note that this also restricts bind mount
traversal).
.SS "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 \(em 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.)
.SS "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 \fBlstat\fP(2) agit sur le lien symbolique alors que \fBstat\fP(2)
agit sur le fichier pointé par le lien.
.SS "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 \fBENAMETOOLONG\fP est renvoyée («\ Filename too long\ »\ : «\ Nom de
fichier trop long\ »).
.SS "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 \fBENOENT\fP dans ce cas.
.SS Permissions
The permission bits of a file consist of three groups of three bits; see
\fBchmod\fP(1) and \fBstat\fP(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 \fBsetgroups\fP(2)).
When neither holds, the third group is used.
.PP
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.
.PP
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 \fBsetfsuid\fP(2).
.PP
(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 \fBsetfsuid\fP(2).)
.PP
.\" FIXME . say something about filesystem mounted read-only ?
De la même manière, Linux utilise le fsgid à la place du GID
effectif. Consultez \fBsetfsgid\fP(2).
.SS "Contourner les vérifications de permissions\ : superutilisateur et capacités"
.\" (but for exec at least one x bit must be set) -- AEB
.\" but there is variation across systems on this point: for
.\" example, HP-UX and Tru64 are as described by AEB. However,
.\" on some implementations (e.g., Solaris, FreeBSD),
.\" access(X_OK) by superuser will report success, regardless
.\" of the file's execute permission bits. -- MTK (Oct 05)
Sur un système UNIX traditionnel, le superutilisateur (\fIroot\fP,
d'identifiant 0) est tout\-puissant, et shunte toutes les restrictions de
permissions lorsqu'il accède à des fichiers.
.PP
Sous Linux, les privilèges du superutilisateur sont divisés en capacités
(consultez \fBcapabilities\fP(7)). Deux de ces capacités sont liées aux
vérifications d'accès aux fichiers\ : \fBCAP_DAC_OVERRIDE\fP et
\fBCAP_DAC_READ_SEARCH\fP. (Un processus a ces capacités si son fsuid est 0.)
.PP
La capacité \fBCAP_DAC_OVERRIDE\fP 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.
.PP
.\" FIXME . say something about immutable files
.\" FIXME . say something about ACLs
La capacité \fBCAP_DAC_READ_SEARCH\fP assurera la permission de lecture et de
recherche sur les répertoires, et la permission de lecture sur les fichiers
ordinaires.
.SH "VOIR AUSSI"
\fBreadlink\fP(2), \fBcapabilities\fP(7), \fBcredentials\fP(7), \fBsymlink\fP(7)
.SH COLOPHON
Cette page fait partie de la publication\ 5.10 du projet \fIman\-pages\fP
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/.
.PP
.SH TRADUCTION
La traduction française de cette page de manuel a été créée par
Christophe Blaess ,
Stéphan Rafin ,
Thierry Vignaud ,
François Micaux,
Alain Portal ,
Jean-Philippe Guérard ,
Jean-Luc Coulon (f5ibh) ,
Julien Cristau ,
Thomas Huriaux ,
Nicolas François ,
Florentin Duneau ,
Simon Paillard ,
Denis Barbier
et
David Prévot
.
.PP
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.UE
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