.\" -*- coding: UTF-8 -*- .\" Copyright (C) Michael Kerrisk, 2004 .\" using some material drawn from earlier man pages .\" written by Thomas Kuhn, Copyright 1996 .\" .\" SPDX-License-Identifier: GPL-2.0-or-later .\" .\"******************************************************************* .\" .\" This file was generated with po4a. Translate the source file. .\" .\"******************************************************************* .TH mlock 2 "8. April 2023" "Linux man\-pages 6.05.01" .SH BEZEICHNUNG mlock, mlock2, munlock, mlockall, munlockall \- Speicher (ent)sperren .SH BIBLIOTHEK Standard\-C\-Bibliothek (\fIlibc\fP, \fI\-lc\fP) .SH ÜBERSICHT .nf \fB#include \fP .PP \fBint mlock(const void \fP\fIAdresse\fP\fB[.\fP\fIlen\fP\fB], size_t \fP\fILänge\fP\fB);\fP \fBint mlock2(const void \fP\fIAddresse\fP\fB[.\fP\fIlen\fP\fB], size_t \fP\fILänge\fP\fB, unsigned int \fP\fISchalter\fP\fB);\fP \fBint munlock(const void \fP\fIAdresse\fP\fB[.\fP\fIlen\fP\fB], size_t \fP\fILänge\fP\fB);\fP .PP \fBint mlockall(int \fP\fISchalter\fP\fB);\fP \fBint munlockall(void);\fP .fi .SH BESCHREIBUNG \fBmlock\fP(), \fBmlock2\fP() und \fBmlockall\fP() sperrt den gesamten oder einen Teil des virtuellen Adressraums des aufrufenden Prozesses im RAM und verhindern, dass der Speicherinhalt in den Auslagerungsbereich ausgelagert wird. .PP \fBmunlock\fP() und \fBmunlockall\fP() führen die umgekehrte Aktion durch, d.h. entsperren 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. .PP (Ent)sperren des Speichers wird für ganze Speicherseiten durchgeführt. .SS "mlock(), mlock2() und munlock()" \fBmlock\fP() sperrt Seiten im Adressbereich, der bei \fIadr\fP beginnt und sich über \fILänge\fP 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 entsperrt werden. .PP .\" commit a8ca5d0ecbdde5cc3d7accacbd69968b0c98764e .\" commit de60f5f10c58d4f34b68622442c0e04180367f3f .\" commit b0f205c2a3082dd9081f9a94e50658c5fa906ff1 \fBmlock2\fP() sperrt auch Seiten im Adressbereich, der bei \fIadr\fP beginnt und sich über \fILänge\fP Byte erstreckt. Der Status der Seiten, die in dem angegebenen Adressbereichs nach einem erfolgreichen Aufruf enthalten sind, hängt vom Wert des \fISchalter\fP\-Arguments ab. .PP Das Argument \fISchalter\fP kann entweder 0 oder die folgende Konstante sein: .TP \fBMLOCK_ONFAULT\fP Sperrt Seiten, die derzeit im Speicher sind, und markiert den gesamten Bereich, so dass die verbleibenden, nicht im Speicher befindlichen Seiten gesperrt sind, wenn Sie durch eine Seitenausnahmebehandlung befüllt werden. .PP Wenn \fIflags\fP 0 ist, verhält sich \fBmlock2\fP() genau so wie \fBmlock\fP(). .PP \fBmunlock\fP() entsperrt Seiten im Adressbereich, der mit \fIadr\fP beginnt und sich über \fILänge\fP Byte erstreckt. Nach diesem Aufruf können alle Seiten, die einen Teil des angegebenen Speicherbereichs umfassen, erneut vom Kernel in externen Auslagerungsspeicher ausgelagert werden. .SS "mlockall() und munlockall()" \fBmlockall\fP() sperrt alle Seiten, die in den Adressraum des aufrufenden Prozesses gemappt sind. Dieses bezieht sich auf die Seiten von Code\-, Daten\- und Stacksegment genauso wie auf dynamische Bibliotheken, Kernel\-Daten im Anwendungsraum, Gemeinsamen Speicher und in den Speicher gemappte Dateien. Es wird garantiert, dass alle gemappten Speicherseiten im RAM sind, wenn der Aufruf von \fBmlockall\fP() erfolgreich beendet wird. Es wird darüber hinaus garantiert, dass die Seiten solange im RAM bleiben, bis sie wieder entsperrt werden. .PP Das Argument \fISchalter\fP wird mittels logischem bitweisem ODER aus einer oder mehreren der folgenden Konstanten konstruiert: .TP \fBMCL_CURRENT\fP sperrt alle Seiten, die momentan in den Adressraum des Prozesses gemappt sind. .TP \fBMCL_FUTURE\fP sperrt alle Seiten, die in Zukunft in den Adressraum des Prozesses gemappt werden. Das könnten zum Beispiel neue Adress\-Seiten sein, die bei einem sich vergrößernden Heap und Stack benötigt werden, Dateien, die in den Speicher gemappt werden, oder gemeinsam benutzte Speicherbereiche. .TP \fBMCL_ONFAULT\fP (seit Linux 4.4) Wird zusammen mit \fBMCL_CURRENT\fP, \fBMCL_FUTURE\fP oder beiden verwandt. Markiert alle aktuellen (mit \fBMCL_CURRENT\fP) oder zukünftigen (mit \fBMCL_FUTURE\fP) Mappings, dass sie Seiten sperren, wenn diese durch Ausnahmebehandlungen hereingekommen sind. Bei der Verwendung mit \fBMCL_CURRENT\fP, werden alle vorhandenen Seiten gesperrt, aber \fBmlockall\fP() wird keine nicht vorhandenen Seiten durch Ausnahmebehandlungen hereinbringen. Bei der Verwendung mit \fBMCL_FUTURE\fP werden alle zukünftigen Mappings markiert, dass sie Seiten sperren, wenn diese durch Ausnahmebehandlungen hereinkommen, sie werden aber durch die Sperre nicht befüllt, wenn das Mapping erstellt wird. \fBMCL_ONFAULT\fP muss entweder mit \fBMCL_CURRENT\fP, \fBMCL_FUTURE\fP oder beiden verwandt werden. .PP Falls \fBMCL_FUTURE\fP angegeben wurde, kann ein späterer Systemaufruf (z.\ B. \fBmmap\fP(2), \fBsbrk\fP(2), \fBmalloc\fP(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 die Stack\-Vergrößerung verweigern und dem Prozess ein \fBSIGSEGV\fP\-Signal schicken. .PP \fBmunlockall\fP() entsperrt alle in den Addressraum des aufrufenden Prozesses gemappten Seiten. .SH RÜCKGABEWERT Bei Erfolg geben diese Systemaufrufe 0 zurück. Bei einem Fehler wird \-1 zurückgegeben, \fIerrno\fP gesetzt, um den Fehler anzuzeigen und keine Änderungen an den Sperren im Adressraum des Prozesses durchgeführt. .SH FEHLER .\"SVr4 documents an additional EAGAIN error code. .TP \fBEAGAIN\fP (\fBmlock\fP(), \fBmlock2\fP() und \fBmunlock\fP()) Ein Teil des angegebenen Adressbereichs oder der gesamte Adressbereich konnten nicht gesperrt werden. .TP \fBEINVAL\fP (\fBmlock\fP(), \fBmlock2\fP() und \fBmunlock\fP()) Das Ergebnis der Addition \fIadr\fP+\fILänge\fP war kleiner als \fIadr\fP (z.\ B. kann die Addition einen Überlauf verursacht haben). .TP \fBEINVAL\fP (\fBmlock2\fP()) Es wurden unbekannte \fISchalter\fP angegeben. .TP \fBEINVAL\fP (\fBmlockall\fP()) Es wurden entweder unbekannte \fISchalter\fP angegeben oder \fBMCL_ONFAULT\fP wurde weder mit \fBMCL_FUTURE\fP noch mit \fBMCL_CURRENT\fP angegeben. .TP \fBEINVAL\fP (Nicht unter Linux) \fIaddr\fP war kein Vielfaches der Seitengröße. .TP \fBENOMEM\fP (\fBmlock\fP(), \fBmlock2\fP() und \fBmunlock\fP()) Ein Teil des angegebenen Adressbereichs entspricht nicht Seiten, die in den Adressraum des Prozesses gemappt sind. .TP \fBENOMEM\fP .\" I.e., the number of VMAs would exceed the 64kB maximum (\fBmlock\fP(), \fBmlock2\fP() und \fBmunlock\fP()) Sperren oder Entsperren eines Bereiches würde dazu führen, dass die Gesamtanzahl der Mappings mit eindeutigen Attributen (z.B. gesperrt oder nicht gesperrt) das erlaubte Maximum überschreiten würde. (Beispielsweise würde das Entsperren eines Bereichs in der Mitte eines derzeit gesperrten Bereichs zu drei Mappings führen: zwei gesperrte Mappings an jedem Ende und ein entsperrtes Mapping in der Mitte.) .TP \fBENOMEM\fP (Linux 2.6.9 und neuer) Der Aufrufende hatte eine weiche Ressourcenbegrenzung \fBRLIMIT_MEMLOCK\fP ungleich null, versuchte aber über diese Grenze hinaus Speicher zu sperren. Diese Grenze wird nicht erzwungen, wenn der Prozess privilegiert ist (\fBCAP_IPC_LOCK\fP). .TP \fBENOMEM\fP .\" In the case of mlock(), this check is somewhat buggy: it doesn't .\" take into account whether the to-be-locked range overlaps with .\" already locked pages. Thus, suppose we allocate .\" (num_physpages / 4 + 1) of memory, and lock those pages once using .\" mlock(), and then lock the *same* page range a second time. .\" In the case, the second mlock() call will fail, since the check .\" calculates that the process is trying to lock (num_physpages / 2 + 2) .\" pages, which of course is not true. (MTK, Nov 04, kernel 2.4.28) (Linux 2.4 und älter) Der aufrufende Prozess versuchte, mehr als die Hälfte des RAMs zu sperren. .TP \fBEPERM\fP Der Aufrufende ist nicht privilegiert, benötigt aber zur Durchführung der angeforderten Aktionen Privilegien (\fBCAP_IPC_LOCK\fP). .TP \fBEPERM\fP (\fBmunlockall\fP()) (Linux 2.6.8 und älter) Der Aufrufende war nicht privilegiert (\fBCAP_IPC_LOCK\fP). .SH VERSIONEN .SS Linux Unter Linux runden \fBmlock\fP(), \fBmlock2\fP() und \fBmunlock\fP() \fIadr\fP automatisch zur nächsten Seitengrenze ab. Da aber die POSIX.1\-Spezifikation von \fBmlock\fP() und \fBmunlock\fP() Implementierungen gestattet, welche die Ausrichtung von \fIadr\fP an Seitengrenzen fordern, sollten portable Anwendungen die Ausrichtung sicherstellen. .PP Das Feld \fIVmLck\fP der Linux\-spezifischen Datei \fI/proc/\fPPID\fI/status\fP gibt an, wie viele Kilobyte Speicher der Prozess mit der Kennung \fIPID\fP mittels \fBmlock\fP(), \fBmlock2\fP(), \fBmlockall\fP() und \fBmmap\fP(2) mit dem Schalter \fBMAP_LOCKED\fP gesperrt hat. .SH STANDARDS .TP \fBmlock\fP() .TQ \fBmunlock\fP() .TQ \fBmlockall\fP() .TQ \fBmunlockall\fP() POSIX.1\-2008. .TP \fBmlock2\fP() Linux. .PP Auf POSIX\-Systemen, auf denen \fBmlock\fP() und \fBmunlock\fP() verfügbar sind, ist \fB_POSIX_MEMLOCK_RANGE\fP in \fI\fP definiert und die Anzahl der Bytes pro Seite kann der Konstante \fBPAGESIZE\fP (wenn sie definiert ist) in \fI\fP entnommen werden oder durch einen Aufruf von \fIsysconf(_SC_PAGESIZE)\fP bestimmt werden. .PP .\" POSIX.1-2001: It shall be defined to -1 or 0 or 200112L. .\" -1: unavailable, 0: ask using sysconf(). .\" glibc defines it to 1. Auf POSIX\-Systemen, auf denen \fBmlockall\fP() und \fBmunlockall\fP() verfügbar sind, ist \fB_POSIX_MEMLOCK\fP in als ein Wert größer als 0 definiert. (Siehe auch \fBsysconf\fP(3).) .SH GESCHICHTE .TP \fBmlock\fP() .TQ \fBmunlock\fP() .TQ \fBmlockall\fP() .TQ \fBmunlockall\fP() POSIX.1\-2001, POSIX.1\-2008, SVr4. .TP \fBmlock2\fP() Linux 4.4, Glibc 2.27. .SH 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 \fBsched_setscheduler\fP(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.) .PP Echtzeitprozesse, die mittels \fBmlockall\fP() 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 gemappt und können im RAM gesperrt werden. Der Schreibvorgang stellt sicher, dass nicht einmal ein Schreib\-Kopier\-Seitenausnahmebehandlung in der kritischen Phase eintreten kann. .PP Speichersperren werden nicht an mittels \fBfork\fP(2) erzeugte Kindprozesse vererbt und durch einen Aufruf von \fBexecve\fP(2) oder das Ende des Prozesses automatisch entfernt (entsperrt). Die Einstellungen \fBMCL_FUTURE\fP und \fBMCL_FUTURE | MCL_ONFAULT\fP in \fBmlockall\fP() werden nicht von einem Kindprozess ererbt, der mittels \fBfork\fP(2) erzeugt wurde und werden während eines \fBexecve\fP(2) gelöscht. .PP Beachten Sie, dass \fBfork\fP(2) den Adressraum für eine Kopieren\-beim\-Schreiben\-Aktion vorbereiten wird. Die Konsequenz ist, dass nachfolgende Schreibaktionen zu einer Seitenausnahmebehandlung führen werden, die wiederum hohe Latenzen für Echtzeitprozesse hervorrufen. Daher ist es essenziell, \fBfork\fP(2) nicht nach einer \fBmlockall\fP()\- oder \fBmlock\fP()\-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. .PP Die Speichersperrung wird automatisch entfernt, wenn der Adressbereich mittels \fBmunmap\fP(2) entmappt wird. .PP Speichersperren werden nicht hochgezählt (»gestapelt«), das heißt, Seiten die mehrmals durch den Aufruf von \fBmlockall\fP(), \fBmlock2\fP() oder \fBmlock\fP() gesperrt wurden werden durch einen einzigen Aufruf von \fBmunlock\fP() für den entsprechenden Bereich oder durch \fBmunlockall\fP() sofort wieder freigegeben. Seiten, die an verschiedene Orte oder für verschiedene Prozesse gemappt wurden, bleiben solange im RAM gesperrt, wie sie mindestens an einem Ort oder durch einen Prozess gesperrt sind. .PP Wenn einem Aufruf von \fBmlockall\fP(), der den Schalter \fBMCL_FUTURE\fP nutzt, ein weiterer Aufruf folgt, der diesen Schalter nicht angibt, gehen die durch den Aufruf von \fBMCL_FUTURE\fP erwirkten Änderungen verloren. .PP Der Schalter \fBMLOCK_ONFAULT\fP von \fBmlock2\fP() und der Schalter \fBMCL_ONFAULT\fP von \fBmlockall\fP() erlaubt effizientes Speicher\-Sperren für Anwendungen, die mit großen Mappings umgehen, bei denen nur ein (kleiner) Anteil von Seiten im Mapping berührt werden. In diesen Fällen würde das Sperren aller Seiten in dem Mapping eine erhebliche Einbuße für das Speicher\-Sperren verursachen. .SS "Grenzen und Zugriffsrechte" Bis einschließlich Linux 2.6.8 muss ein Prozess privilegiert sein (\fBCAP_IPC_LOCK\fP), um Speicher zu sperren. Die weiche Systembegrenzung \fBRLIMIT_MEMLOCK\fP bestimmt einen Speicher\-Schwellwert, den der Prozess sperren darf. .PP Seit Linux 2.6.9 kann ein privilegierter Prozess unbegrenzt Speicher sperren. Die weiche Systembegrenzung \fBRLIMIT_MEMLOCK\fP legt stattdessen fest, wieviel Speicher ein nicht privilegierter Prozess sperren darf. .SH FEHLER .\" commit 0cf2f6f6dc605e587d2c1120f295934c77e810e8 In Linux 4.8 und älter bedeutete ein Fehler in der Bilanzierung des Kernels für gesperrten Speicher von unprivilegierten Prozessen (d.h. solchen ohne \fBCAP_IPC_LOCK\fP), das die gesperrten Bytes, die einer überlappenden (falls vorhanden) und durch \fIadr\fP und \fILänge\fP 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 \fBRLIMIT_MEMLOCK\fP überschritt, führen. Damit konnten dann \fBmlock\fP() und \fBmlock2\fP() fehlschlagen, obwohl die Anfragen hätten erfolgreich sein sollen. Dieser Fehler wurde in Linux 4.9 behoben. .PP In Linux 2.4.x bis einschließlich 2.4.17 bewirkte ein Fehler, dass der Schalter \fBMCL_FUTURE\fP von \fBmlockall\fP() über einen Aufruf von \fBfork\fP(2) vererbt wurde. Dies wurde in Linux 2.4.18 behoben. .PP .\" See the following LKML thread: .\" http://marc.theaimsgroup.com/?l=linux-kernel&m=113801392825023&w=2 .\" "Rationale for RLIMIT_MEMLOCK" .\" 23 Jan 2006 Seit Linux 2.6.9 werden, falls ein privilegierter Prozess \fImlockall(MCL_FUTURE)\fP aufruft und anschließend Privilegien aufgibt (die Capability \fBCAP_IPC_LOCK\fP verliert, weil er beispielsweise seine effektive UID auf einen von null verschiedenen Wert setzt), nachfolgende Speicherzuordnungen (z.B. \fBmmap\fP(2), \fBbrk\fP(2)) fehlschlagen, wenn die Ressourcengrenze \fBRLIMIT_MEMLOCK\fP angetroffen wird. .SH "SIEHE AUCH" \fBmincore\fP(2), \fBmmap\fP(2), \fBsetrlimit\fP(2), \fBshmctl\fP(2), \fBsysconf\fP(3), \fBproc\fP(5), \fBcapabilities\fP(7) .PP .SH ÜBERSETZUNG Die deutsche Übersetzung dieser Handbuchseite wurde von Hanno Wagner , Martin Schulze , Michaela Hohenner , Martin Eberhard Schauer , Mario Blättermann und Helge Kreutzmann erstellt. .PP Diese Übersetzung ist Freie Dokumentation; lesen Sie die .UR https://www.gnu.org/licenses/gpl-3.0.html GNU General Public License Version 3 .UE oder neuer bezüglich der Copyright-Bedingungen. Es wird KEINE HAFTUNG übernommen. .PP Wenn Sie Fehler in der Übersetzung dieser Handbuchseite finden, schicken Sie bitte eine E-Mail an die .MT debian-l10n-german@lists.debian.org Mailingliste der Übersetzer .ME .