RFC3010 日本語訳
3010 NFS version 4 Protocol. S. Shepler, B. Callaghan, D. Robinson, R.Thurlow, C. Beame, M. Eisler, D. Noveck. December 2000. (Format: TXT=450434 bytes) (Obsoleted by RFC3530) (Status: PROPOSED STANDARD)
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英語原文
Network Working Group S. Shepler
Request for Comments: 3010 B. Callaghan
Obsoletes: 1813, 1094 D. Robinson
Category: Standards Track R. Thurlow
Sun Microsystems Inc.
C. Beame
Hummingbird Ltd.
M. Eisler
Zambeel, Inc.
D. Noveck
Network Appliance, Inc.
December 2000
Sheplerがコメントのために要求するワーキンググループS.をネットワークでつないでください: 3010 B.キャラハンは以下を時代遅れにします。 1813、1094D.ロビンソンカテゴリ: 標準化過程R.サーロウサン・マイクロシステムズC.Beameハチドリ株式会社M.アイスラーZambeel Inc.D.NoveckネットアプライアンスInc.2000年12月
NFS version 4 Protocol
NFSバージョン4 プロトコル
Status of this Memo
このMemoの状態
This document specifies an Internet standards track protocol for the Internet community, and requests discussion and suggestions for improvements. Please refer to the current edition of the "Internet Official Protocol Standards" (STD 1) for the standardization state and status of this protocol. Distribution of this memo is unlimited.
このドキュメントは、インターネットコミュニティにインターネット標準化過程プロトコルを指定して、改良のために議論と提案を要求します。 このプロトコルの標準化状態と状態への「インターネット公式プロトコル標準」(STD1)の現行版を参照してください。 このメモの分配は無制限です。
Copyright Notice
版権情報
Copyright (C) The Internet Society (2000). All Rights Reserved.
Copyright(C)インターネット協会(2000)。 All rights reserved。
Abstract
要約
NFS (Network File System) version 4 is a distributed file system protocol which owes heritage to NFS protocol versions 2 [RFC1094] and 3 [RFC1813]. Unlike earlier versions, the NFS version 4 protocol supports traditional file access while integrating support for file locking and the mount protocol. In addition, support for strong security (and its negotiation), compound operations, client caching, and internationalization have been added. Of course, attention has been applied to making NFS version 4 operate well in an Internet environment.
NFS(ネットワークファイルシステム)バージョン4はNFSプロトコルバージョン2[RFC1094]と3[RFC1813]から遺産を借りている分散ファイルシステムプロトコルです。 以前のバージョンと異なって、NFSバージョン4プロトコルはファイルのロックのサポートとマウントプロトコルを統合している間、伝統的なファイルアクセスを支持します。 添加、強いセキュリティ(そして、交渉)のサポートでは、合成操作、クライアントキャッシュ、および国際化は加えられます。 もちろん、注意はバージョン4がインターネットで上手に操作するNFSを環境にするのに適用されました。
Key Words
キーワード
The key words "MUST", "MUST NOT", "REQUIRED", "SHALL", "SHALL NOT", "SHOULD", "SHOULD NOT", "RECOMMENDED", "MAY", and "OPTIONAL" in this document are to be interpreted as described in RFC 2119.
キーワード“MUST"、「必須NOT」が「必要です」、“SHALL"、「」、“SHOULD"、「「推薦され」て、「5月」の、そして、「任意」のNOTはRFC2119で説明されるように本書では解釈されることであるべきです。
Shepler, et al. Standards Track [Page 1] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[1ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
Table of Contents
目次
1. Introduction . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 5 1.1. Overview of NFS Version 4 Features . . . . . . . . . . . . 6 1.1.1. RPC and Security . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 6 1.1.2. Procedure and Operation Structure . . . . . . . . . . . 7 1.1.3. File System Model . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 8 1.1.3.1. Filehandle Types . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 8 1.1.3.2. Attribute Types . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 8 1.1.3.3. File System Replication and Migration . . . . . . . . 9 1.1.4. OPEN and CLOSE . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 9 1.1.5. File locking . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 9 1.1.6. Client Caching and Delegation . . . . . . . . . . . . . 10 1.2. General Definitions . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 11 2. Protocol Data Types . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12 2.1. Basic Data Types . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12 2.2. Structured Data Types . . . . . . . . . . . . . . . . . . 14 3. RPC and Security Flavor . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 3.1. Ports and Transports . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 3.2. Security Flavors . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 3.2.1. Security mechanisms for NFS version 4 . . . . . . . . . 19 3.2.1.1. Kerberos V5 as security triple . . . . . . . . . . . . 19 3.2.1.2. LIPKEY as a security triple . . . . . . . . . . . . . 19 3.2.1.3. SPKM-3 as a security triple . . . . . . . . . . . . . 20 3.3. Security Negotiation . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 21 3.3.1. Security Error . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 21 3.3.2. SECINFO . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 21 3.4. Callback RPC Authentication . . . . . . . . . . . . . . . 22 4. Filehandles . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 23 4.1. Obtaining the First Filehandle . . . . . . . . . . . . . . 24 4.1.1. Root Filehandle . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 24 4.1.2. Public Filehandle . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 24 4.2. Filehandle Types . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 25 4.2.1. General Properties of a Filehandle . . . . . . . . . . . 25 4.2.2. Persistent Filehandle . . . . . . . . . . . . . . . . . 26 4.2.3. Volatile Filehandle . . . . . . . . . . . . . . . . . . 26 4.2.4. One Method of Constructing a Volatile Filehandle . . . . 28 4.3. Client Recovery from Filehandle Expiration . . . . . . . . 28 5. File Attributes . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 29 5.1. Mandatory Attributes . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 30 5.2. Recommended Attributes . . . . . . . . . . . . . . . . . . 30 5.3. Named Attributes . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 31 5.4. Mandatory Attributes - Definitions . . . . . . . . . . . . 31 5.5. Recommended Attributes - Definitions . . . . . . . . . . . 33 5.6. Interpreting owner and owner_group . . . . . . . . . . . . 38 5.7. Character Case Attributes . . . . . . . . . . . . . . . . 39 5.8. Quota Attributes . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 39 5.9. Access Control Lists . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 40
1. 序論. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 5 1.1。 NFSバージョン4機能. . . . . . . . . . . . 6 1.1.1の概観。 RPCとセキュリティ. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 6 1.1.2。 手順と操作構造. . . . . . . . . . . 7 1.1.3。 ファイルシステムモデル. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 8 1.1.3.1。 Filehandleは.81.1に.2に.3をタイプします。 属性タイプ. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 8 1.1.3.3。 システム模写と移動. . . . . . . . 9 1.1.4をファイルしてください。 .5に.91.1を開いて、閉じてください。 ファイルのロック. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 9 1.1.6。 クライアントキャッシュと代表団. . . . . . . . . . . . . 10 1.2。 一般定義. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 11 2。 データ型. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12 2.1について議定書の中で述べてください。 基礎データは.122.2をタイプします。 データ型. . . . . . . . . . . . . . . . . . 14 3を構造化しました。 RPCとセキュリティ風味. . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 3.1。 ポートと輸送. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 3.2。 セキュリティは.1に.183.2に風味を添えます。 NFSバージョン4. . . . . . . . . 19 3.2.1のためのセキュリティー対策、.1 セキュリティとしてのケルベロスV5は.193.2に.2に.1を3倍にします。 セキュリティとしてのLIPKEYは.193.2に.3に.1を3倍にします。 セキュリティとしてのSPKM-3は.203.3を3倍にします。 セキュリティ交渉. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 21 3.3.1。 セキュリティ誤り. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 21 3.3.2。 SECINFO. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 21 3.4。 回収RPC認証. . . . . . . . . . . . . . . 22 4。 Filehandles. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 23 4.1。 最初のFilehandle. . . . . . . . . . . . . . 24 4.1.1を得ます。 Filehandle. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 24 4.1.2を根づかせてください。 公共のFilehandle. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 24 4.2。 Filehandleは.1に.254.2をタイプします。 Filehandle. . . . . . . . . . . 25 4.2.2の一般特性。 しつこいFilehandle. . . . . . . . . . . . . . . . . 26 4.2.3。 揮発性のFilehandle. . . . . . . . . . . . . . . . . . 26 4.2.4。 揮発性のFilehandle. . . . 28 4.3を組み立てる1つの方法。 Filehandle満了. . . . . . . . 28 5からのクライアント回復。 属性. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 29 5.1をファイルしてください。 義務的な属性. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 30 5.2。 お勧めの属性. . . . . . . . . . . . . . . . . . 30 5.3。 属性. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 31 5.4と命名されます。 義務的な属性--定義. . . . . . . . . . . . 31 5.5。 お勧めの属性--定義. . . . . . . . . . . 33 5.6。 所有者と所有者_グループ. . . . . . . . . . . . 38 5.7を解釈します。 キャラクターケース属性. . . . . . . . . . . . . . . . 39 5.8。 割当て属性. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 39 5.9。 アクセスコントロールリスト. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 40
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5.9.1. ACE type . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 41 5.9.2. ACE flag . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 41 5.9.3. ACE Access Mask . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 43 5.9.4. ACE who . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 44 6. File System Migration and Replication . . . . . . . . . . . 44 6.1. Replication . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 45 6.2. Migration . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 45 6.3. Interpretation of the fs_locations Attribute . . . . . . . 46 6.4. Filehandle Recovery for Migration or Replication . . . . . 47 7. NFS Server Name Space . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 47 7.1. Server Exports . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 47 7.2. Browsing Exports . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 48 7.3. Server Pseudo File System . . . . . . . . . . . . . . . . 48 7.4. Multiple Roots . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 49 7.5. Filehandle Volatility . . . . . . . . . . . . . . . . . . 49 7.6. Exported Root . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 49 7.7. Mount Point Crossing . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 49 7.8. Security Policy and Name Space Presentation . . . . . . . 50 8. File Locking and Share Reservations . . . . . . . . . . . . 50 8.1. Locking . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 51 8.1.1. Client ID . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 51 8.1.2. Server Release of Clientid . . . . . . . . . . . . . . . 53 8.1.3. nfs_lockowner and stateid Definition . . . . . . . . . . 54 8.1.4. Use of the stateid . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 55 8.1.5. Sequencing of Lock Requests . . . . . . . . . . . . . . 56 8.1.6. Recovery from Replayed Requests . . . . . . . . . . . . 56 8.1.7. Releasing nfs_lockowner State . . . . . . . . . . . . . 57 8.2. Lock Ranges . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 57 8.3. Blocking Locks . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 58 8.4. Lease Renewal . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 58 8.5. Crash Recovery . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 59 8.5.1. Client Failure and Recovery . . . . . . . . . . . . . . 59 8.5.2. Server Failure and Recovery . . . . . . . . . . . . . . 60 8.5.3. Network Partitions and Recovery . . . . . . . . . . . . 62 8.6. Recovery from a Lock Request Timeout or Abort . . . . . . 63 8.7. Server Revocation of Locks . . . . . . . . . . . . . . . . 63 8.8. Share Reservations . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 65 8.9. OPEN/CLOSE Operations . . . . . . . . . . . . . . . . . . 65 8.10. Open Upgrade and Downgrade . . . . . . . . . . . . . . . 66 8.11. Short and Long Leases . . . . . . . . . . . . . . . . . . 66 8.12. Clocks and Calculating Lease Expiration . . . . . . . . . 67 8.13. Migration, Replication and State . . . . . . . . . . . . 67 8.13.1. Migration and State . . . . . . . . . . . . . . . . . . 67 8.13.2. Replication and State . . . . . . . . . . . . . . . . . 68 8.13.3. Notification of Migrated Lease . . . . . . . . . . . . 69 9. Client-Side Caching . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 69 9.1. Performance Challenges for Client-Side Caching . . . . . . 70 9.2. Delegation and Callbacks . . . . . . . . . . . . . . . . . 71
5.9.1. ACEタイプ. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 41 5.9.2。 ACE旗. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 41 5.9の.3。 アクセスマスク. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 43 5.9.4を負かしてください。 ACE、だれ、.446 システム移動と模写. . . . . . . . . . . 44 6.1をファイルしてください。 模写. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 45 6.2。 移動. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 45 6.3。 fs_位置Attribute. . . . . . . 46 6.4の解釈。 移動か模写. . . . . 47 7のためのFilehandle回復。 NFSサーバー名スペース. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 47 7.1。 サーバ輸出. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 47 7.2。 輸出. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 48 7.3をブラウズします。 サーバ疑似ファイルシステム. . . . . . . . . . . . . . . . 48 7.4。 重解. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 49 7.5。 Filehandleの不安定さ. . . . . . . . . . . . . . . . . . 49 7.6。 根. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 49 7.7を輸出しました。 .497.8に交差して、ポイントを取り付けてください。 安全保障政策と名前宇宙プレゼンテーション. . . . . . . 50 8。 ロックをファイルしてください、そして、予約. . . . . . . . . . . . 50 8.1を共有してください。 ロック. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 51 8.1.1。 クライアントID. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 51 8.1.2。 Clientid. . . . . . . . . . . . . . . 53 8.1.3nfs_lockownerとstateid Definition. . . . . . . . . . 54 8.1.4のサーバRelease。 stateid. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 55 8.1.5の使用。 ロック要求. . . . . . . . . . . . . . 56 8.1.6の配列。 再演された要求. . . . . . . . . . . . 56 8.1.7からの回復。 nfs_lockowner州. . . . . . . . . . . . . 57 8.2をリリースします。 範囲. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 57 8.3をロックしてください。 錠. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 58 8.4を妨げます。 更新. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 58 8.5を賃貸してください。 回復. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 59 8.5.1を墜落させてください。 クライアント失敗と回復. . . . . . . . . . . . . . 59 8.5.2。 サーバ失敗と回復. . . . . . . . . . . . . . 60 8.5.3。 パーティションと回復. . . . . . . . . . . . 62 8.6をネットワークでつないでください。 ロック要求タイムアウトかアボート. . . . . . 63 8.7からの回復。 錠. . . . . . . . . . . . . . . . 63 8.8のサーバ取消し。 予約. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 65 8.9を共有してください。 操作. . . . . . . . . . . . . . . . . . 65 8.10を開くか、または終えてください。 アップグレードとダウングレード. . . . . . . . . . . . . . . 66 8.11を開いてください。 短くて長いリース. . . . . . . . . . . . . . . . . . 66 8.12。 時計と計算は満了. . . . . . . . . 67 8.13を賃貸します。 移動、模写、および州. . . . . . . . . . . . 67 8.13の.1。 移動と州. . . . . . . . . . . . . . . . . . 67 8.13の.2。 模写と州. . . . . . . . . . . . . . . . . 68 8.13の.3。 通知、移動、.699を賃貸してください。 クライアントサイドキャッシュ. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 69 9.1。 パフォーマンスはクライアントサイドキャッシュ. . . . . . 70 9.2のために挑戦します。 代表団と回収. . . . . . . . . . . . . . . . . 71
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Shepler、他 規格Track[3ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
9.2.1. Delegation Recovery . . . . . . . . . . . . . . . . . . 72
9.3. Data Caching . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 74
9.3.1. Data Caching and OPENs . . . . . . . . . . . . . . . . . 74
9.3.2. Data Caching and File Locking . . . . . . . . . . . . . 75
9.3.3. Data Caching and Mandatory File Locking . . . . . . . . 77
9.3.4. Data Caching and File Identity . . . . . . . . . . . . . 77
9.4. Open Delegation . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 78
9.4.1. Open Delegation and Data Caching . . . . . . . . . . . . 80
9.4.2. Open Delegation and File Locks . . . . . . . . . . . . . 82
9.4.3. Recall of Open Delegation . . . . . . . . . . . . . . . 82
9.4.4. Delegation Revocation . . . . . . . . . . . . . . . . . 84
9.5. Data Caching and Revocation . . . . . . . . . . . . . . . 84
9.5.1. Revocation Recovery for Write Open Delegation . . . . . 85
9.6. Attribute Caching . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 85
9.7. Name Caching . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 86
9.8. Directory Caching . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 87
10. Minor Versioning . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 88
11. Internationalization . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 91
11.1. Universal Versus Local Character Sets . . . . . . . . . . 91
11.2. Overview of Universal Character Set Standards . . . . . . 92
11.3. Difficulties with UCS-4, UCS-2, Unicode . . . . . . . . . 93
11.4. UTF-8 and its solutions . . . . . . . . . . . . . . . . . 94
11.5. Normalization . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 94
12. Error Definitions . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 95
13. NFS Version 4 Requests . . . . . . . . . . . . . . . . . . 99
13.1. Compound Procedure . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 100
13.2. Evaluation of a Compound Request . . . . . . . . . . . . 100
13.3. Synchronous Modifying Operations . . . . . . . . . . . . 101
13.4. Operation Values . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 102
14. NFS Version 4 Procedures . . . . . . . . . . . . . . . . . 102
14.1. Procedure 0: NULL - No Operation . . . . . . . . . . . . 102
14.2. Procedure 1: COMPOUND - Compound Operations . . . . . . . 102
14.2.1. Operation 3: ACCESS - Check Access Rights . . . . . . . 105
14.2.2. Operation 4: CLOSE - Close File . . . . . . . . . . . . 108
14.2.3. Operation 5: COMMIT - Commit Cached Data . . . . . . . 109
14.2.4. Operation 6: CREATE - Create a Non-Regular File Object. 112
14.2.5. Operation 7: DELEGPURGE - Purge Delegations Awaiting
Recovery . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 114
14.2.6. Operation 8: DELEGRETURN - Return Delegation . . . . . 115
14.2.7. Operation 9: GETATTR - Get Attributes . . . . . . . . . 115
14.2.8. Operation 10: GETFH - Get Current Filehandle . . . . . 117
14.2.9. Operation 11: LINK - Create Link to a File . . . . . . 118
14.2.10. Operation 12: LOCK - Create Lock . . . . . . . . . . . 119
14.2.11. Operation 13: LOCKT - Test For Lock . . . . . . . . . 121
14.2.12. Operation 14: LOCKU - Unlock File . . . . . . . . . . 122
14.2.13. Operation 15: LOOKUP - Lookup Filename . . . . . . . . 123
14.2.14. Operation 16: LOOKUPP - Lookup Parent Directory . . . 126
9.2.1. 代表団回復. . . . . . . . . . . . . . . . . . 72 9.3。 データキャッシュ. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 74 9.3.1。 データ、キャッシュして、.2に.749.3を開きます。 データキャッシュとファイルのロック. . . . . . . . . . . . . 75 9.3.3。 データのキャッシュしていて義務的なファイルのロック. . . . . . . . 77 9.3.4。 データキャッシュとファイルのアイデンティティ. . . . . . . . . . . . . 77 9.4。 代表団. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 78 9.4.1を開いてください。 代表団とデータキャッシュ. . . . . . . . . . . . 80 9.4.2を開いてください。 代表団とファイルロック. . . . . . . . . . . . . 82 9.4.3を開いてください。 開いている代表団. . . . . . . . . . . . . . . 82 9.4.4のリコール。 代表団取消し. . . . . . . . . . . . . . . . . 84 9.5。 データキャッシュと取消し. . . . . . . . . . . . . . . 84 9.5.1。 取消し回復、開いている代表団. . . . . 85 9.6に書いてください。 キャッシュ. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 85 9.7を結果と考えてください。 キャッシュ. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 86 9.8を命名してください。 ディレクトリキャッシュ. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 87 10。 小さい方のVersioning. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 88 11。 国際化. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 91 11.1。 ローカルキャラクターセット. . . . . . . . . . 91 11.2に対して普遍的です。 ユニバーサル文字セット規格. . . . . . 92 11.3の概観。 UCS-4、UCS-2、ユニコード. . . . . . . . . 93 11.4における困難。 UTF-8とその解決策. . . . . . . . . . . . . . . . . 94 11.5。 正常化. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 94 12。 誤り定義. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 95 13。 NFSバージョン4は.99 13.1を要求します。 手順. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 100 13.2を合成してください。 合成要求. . . . . . . . . . . . 100 13.3の評価。 同期変更作業. . . . . . . . . . . . 101 13.4。 操作は.10214を評価します。 NFSバージョン4手順. . . . . . . . . . . . . . . . . 102 14.1。 手順0: ヌル--いいえ操作. . . . . . . . . . . . 102 14.2。 手順1: 化合物--操作. . . . . . . 102 14.2.1を合成してください。 操作3: アクセス--アクセス権. . . . . . . 105 14.2.2をチェックしてください。 操作4: 閉じてください--近いファイル. . . . . . . . . . . . 108 14.2.3。 操作5: 公約してください--キャッシュされたデータ. . . . . . . 109 14.2.4を遂行してください。 操作6: 作成、--非レギュラーのファイル物を作成してください。 112 14.2.5. 操作7: DELEGPURGE--回復. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 114 14.2.6を待つ代表団を掃除してください。 操作8: DELEGRETURN--代表団. . . . . 115 14.2.7を返してください。 操作9: GETATTR--属性. . . . . . . . . 115 14.2.8を得てください。 操作10: GETFH--現在のFilehandle. . . . . 117 14.2.9を得てください。 操作11: リンクしてください--ファイル. . . . . . 118 14.2.10へのリンクを作成してください。 操作12: ロックしてください--ロック. . . . . . . . . . . 119 14.2.11を作成してください。 操作13: LOCKT--ロック. . . . . . . . . 121 14.2.12には、テストしてください。 操作14: LOCKU--ファイル. . . . . . . . . . 122 14.2.13をアンロックしてください。 操作15: ルックアップ--ルックアップファイル名. . . . . . . . 123 14.2.14。 操作16: LOOKUPP--ルックアップ親ディレクトリ. . . 126
Shepler, et al. Standards Track [Page 4] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[4ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
14.2.15. Operation 17: NVERIFY - Verify Difference in
Attributes . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 127
14.2.16. Operation 18: OPEN - Open a Regular File . . . . . . . 128
14.2.17. Operation 19: OPENATTR - Open Named Attribute
Directory . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 137
14.2.18. Operation 20: OPEN_CONFIRM - Confirm Open . . . . . . 138
14.2.19. Operation 21: OPEN_DOWNGRADE - Reduce Open File Access 140
14.2.20. Operation 22: PUTFH - Set Current Filehandle . . . . . 141
14.2.21. Operation 23: PUTPUBFH - Set Public Filehandle . . . . 142
14.2.22. Operation 24: PUTROOTFH - Set Root Filehandle . . . . 143
14.2.23. Operation 25: READ - Read from File . . . . . . . . . 144
14.2.24. Operation 26: READDIR - Read Directory . . . . . . . . 146
14.2.25. Operation 27: READLINK - Read Symbolic Link . . . . . 150
14.2.26. Operation 28: REMOVE - Remove Filesystem Object . . . 151
14.2.27. Operation 29: RENAME - Rename Directory Entry . . . . 153
14.2.28. Operation 30: RENEW - Renew a Lease . . . . . . . . . 155
14.2.29. Operation 31: RESTOREFH - Restore Saved Filehandle . . 156
14.2.30. Operation 32: SAVEFH - Save Current Filehandle . . . . 157
14.2.31. Operation 33: SECINFO - Obtain Available Security . . 158
14.2.32. Operation 34: SETATTR - Set Attributes . . . . . . . . 160
14.2.33. Operation 35: SETCLIENTID - Negotiate Clientid . . . . 162
14.2.34. Operation 36: SETCLIENTID_CONFIRM - Confirm Clientid . 163
14.2.35. Operation 37: VERIFY - Verify Same Attributes . . . . 164
14.2.36. Operation 38: WRITE - Write to File . . . . . . . . . 166
15. NFS Version 4 Callback Procedures . . . . . . . . . . . . . 170
15.1. Procedure 0: CB_NULL - No Operation . . . . . . . . . . . 170
15.2. Procedure 1: CB_COMPOUND - Compound Operations . . . . . 171
15.2.1. Operation 3: CB_GETATTR - Get Attributes . . . . . . . 172
15.2.2. Operation 4: CB_RECALL - Recall an Open Delegation . . 173
16. Security Considerations . . . . . . . . . . . . . . . . . . 174
17. IANA Considerations . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 174
17.1. Named Attribute Definition . . . . . . . . . . . . . . . 174
18. RPC definition file . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 175
19. Bibliography . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 206
20. Authors . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 210
20.1. Editor's Address . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 210
20.2. Authors' Addresses . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 210
20.3. Acknowledgements . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 211
21. Full Copyright Statement . . . . . . . . . . . . . . . . . 212
14.2.15. 操作17: NVERIFY--属性. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 127 14.2.16の違いについて確かめてください。 操作18: 開いてください--通常のファイル. . . . . . . 128 14.2.17を開いてください。 操作19: OPENATTR--命名された属性ディレクトリ. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 137 14.2.18を開いてください。 操作20: _が確認する戸外--開いている.13814.2に.19を確認してください。 操作21: 戸外_ダウングレード--オープン・ファイルアクセス140 14.2を.20に減少させてください。 操作22: PUTFH--現在のFilehandle. . . . . 141 14.2.21を設定してください。 操作23: PUTPUBFH--公共のFilehandle. . . . 142 14.2.22を設定してください。 操作24: PUTROOTFH--根のFilehandle. . . . 143 14.2.23を設定してください。 操作25: 読んでください--ファイル. . . . . . . . . 144 14.2.24から、読んでください。 操作26: READDIR--ディレクトリ. . . . . . . . 146 14.2.25を読んでください。 操作27: READLINK--シンボリックリンク. . . . . 150 14.2.26を読んでください。 操作28: 取り外してください--ファイルシステム対象物. . . 151 14.2.27を取り除いてください。 操作29: 改名、--ディレクトリエントリ. . . . 153 14.2を.28に改名してください 操作30: 更新してください--リース. . . . . . . . . 155 14.2.29を更新してください。 操作31: RESTOREFH--救われたFilehandle. . 156 14.2.30を回復してください。 操作32: SAVEFH--現在のFilehandle. . . . 157 14.2.31を救ってください。 操作33: SECINFO--利用可能なセキュリティ. . 158 14.2.32を得てください。 操作34: SETATTR--属性. . . . . . . . 160 14.2.33を設定してください。 操作35: SETCLIENTID--Clientid. . . . 162 14.2.34を交渉してください。 操作36: SETCLIENTID_が確認する、--.35にClientid. 163 14.2を確認してください 操作37: 検証、--.36に同じ属性. . . . 164 14.2について確かめてください 操作38: 書いてください--ファイル. . . . . . . . . 166 15に書いてください。 NFSバージョン4回収手順. . . . . . . . . . . . . 170 15.1。 手順0: CB_ヌル--いいえ操作. . . . . . . . . . . 170 15.2。 手順1: CB_化合物--操作. . . . . 171 15.2.1を合成してください。 操作3: CB_GETATTR--属性. . . . . . . 172 15.2.2を得てください。 操作4: CB_リコール--開いている代表団. . 173 16を思い出してください。 セキュリティ問題. . . . . . . . . . . . . . . . . . 174 17。 IANA問題. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 174 17.1。 属性定義. . . . . . . . . . . . . . . 174 18と命名されます。 RPC定義ファイル. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 175 19。 図書目録. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 206 20。 作者. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 210 20.1。 エディタのアドレス. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 210 20.2。 作者のアドレス. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 210 20.3。 承認. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 211 21。 完全な著作権宣言文. . . . . . . . . . . . . . . . . 212
1. Introduction
1. 序論
The NFS version 4 protocol is a further revision of the NFS protocol defined already by versions 2 [RFC1094] and 3 [RFC1813]. It retains the essential characteristics of previous versions: design for easy recovery, independent of transport protocols, operating systems and filesystems, simplicity, and good performance. The NFS version 4 revision has the following goals:
NFSバージョン4プロトコルは既にバージョン2[RFC1094]と3[RFC1813]までに定義されたNFSプロトコルのさらなる改正です。 それは旧バージョンの本質的特質を保有します: 簡単な回復には、トランスポート・プロトコルの如何にかかわらずオペレーティングシステム、ファイルシステム、簡単さ、および望ましい市場成果を設計してください。 NFSバージョン4改正には、以下の目標があります:
Shepler, et al. Standards Track [Page 5] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[5ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
o Improved access and good performance on the Internet.
o インターネットに関する改良されたアクセスと望ましい市場成果。
The protocol is designed to transit firewalls easily, perform well
where latency is high and bandwidth is low, and scale to very
large numbers of clients per server.
プロトコルは容易にトランジットファイアウォールに設計されています、そして、潜在が高く、帯域幅が低いところでよく振る舞ってください、そして、非常に多くの1サーバあたりのクライアントに比例してください。
o Strong security with negotiation built into the protocol.
o 交渉がある強いセキュリティはプロトコルを組み込みました。
The protocol builds on the work of the ONCRPC working group in
supporting the RPCSEC_GSS protocol. Additionally, the NFS version
4 protocol provides a mechanism to allow clients and servers the
ability to negotiate security and require clients and servers to
support a minimal set of security schemes.
RPCSEC_GSSを支持することにおける、ONCRPCワーキンググループの仕事でのプロトコル体格は議定書を作ります。 さらに、NFSバージョン4プロトコルは、1人の極小集合のセキュリティ体系を支持するためにセキュリティを交渉して、クライアントとサーバを必要とする能力をクライアントとサーバに許容するためにメカニズムを提供します。
o Good cross-platform interoperability.
o 良いクロスプラットフォーム相互運用性。
The protocol features a file system model that provides a useful,
common set of features that does not unduly favor one file system
or operating system over another.
プロトコルは別のものより1台のファイルシステムかオペレーティングシステムを過度に好まない役に立って、一般的なセットの特徴を提供するファイルのシステムモデルを特集します。
o Designed for protocol extensions.
o プロトコル拡大のために、設計されています。
The protocol is designed to accept standard extensions that do not
compromise backward compatibility.
プロトコルは、後方の互換性で妥協しない標準の拡大を受け入れるように設計されています。
1.1. Overview of NFS Version 4 Features
1.1. NFSバージョン4機能の概観
To provide a reasonable context for the reader, the major features of NFS version 4 protocol will be reviewed in brief. This will be done to provide an appropriate context for both the reader who is familiar with the previous versions of the NFS protocol and the reader that is new to the NFS protocols. For the reader new to the NFS protocols, there is still a fundamental knowledge that is expected. The reader should be familiar with the XDR and RPC protocols as described in [RFC1831] and [RFC1832]. A basic knowledge of file systems and distributed file systems is expected as well.
要するに、妥当な文脈を読者に提供するために、NFSバージョン4プロトコルの主要な特徴は再検討されるでしょう。 NFSプロトコルの旧バージョンに詳しい読者とNFSプロトコルに新しい読者の両方のための適切な関係を提供するためにこれをするでしょう。 NFSプロトコルに新しい読者のために、予想される基礎知識がまだあります。 読者は[RFC1831]と[RFC1832]で説明されるようにXDRとRPCプロトコルに詳しいはずです。 また、ファイルシステムと分散ファイルシステムに関する基礎知識は予想されます。
1.1.1. RPC and Security
1.1.1. RPCとセキュリティ
As with previous versions of NFS, the External Data Representation (XDR) and Remote Procedure Call (RPC) mechanisms used for the NFS version 4 protocol are those defined in [RFC1831] and [RFC1832]. To meet end to end security requirements, the RPCSEC_GSS framework [RFC2203] will be used to extend the basic RPC security. With the use of RPCSEC_GSS, various mechanisms can be provided to offer authentication, integrity, and privacy to the NFS version 4 protocol. Kerberos V5 will be used as described in [RFC1964] to provide one security framework. The LIPKEY GSS-API mechanism described in
NFSの旧バージョンのように、NFSバージョン4プロトコルに使用されるExternal Data Representation(XDR)とRemote Procedure Call(RPC)メカニズムは[RFC1831]と[RFC1832]で定義されたものです。 セキュリティ要件を終わらせるために終わりに間に合うと、RPCSEC_GSS枠組み[RFC2203]は、基本的なRPCセキュリティを広げるのに使用されるでしょう。 RPCSEC_GSSの使用に、NFSバージョン4プロトコルに認証、保全、およびプライバシーを提供するために様々なメカニズムを提供できます。 ケルベロスV5は1つのセキュリティフレームワークを提供するために[RFC1964]で説明されるように使用されるでしょう。 中で説明されたLIPKEY GSS-APIメカニズム
Shepler, et al. Standards Track [Page 6] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[6ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
[RFC2847] will be used to provide for the use of user password and server public key by the NFS version 4 protocol. With the use of RPCSEC_GSS, other mechanisms may also be specified and used for NFS version 4 security.
[RFC2847]は、NFSバージョン4プロトコルでユーザパスワードとサーバ公開鍵の使用に備えるのに使用されるでしょう。 RPCSEC_GSSの使用で、また、他のメカニズムは、NFSバージョン4セキュリティに指定されて、使用されるかもしれません。
To enable in-band security negotiation, the NFS version 4 protocol has added a new operation which provides the client a method of querying the server about its policies regarding which security mechanisms must be used for access to the server's file system resources. With this, the client can securely match the security mechanism that meets the policies specified at both the client and server.
バンドにおけるセキュリティ交渉を可能にするために、NFSバージョン4プロトコルはサーバのファイルシステム資源へのアクセスにセキュリティー対策を使用しなければならない方針に関するサーバについて質問する方法をクライアントに提供する新しい操作を加えました。 これと、クライアントはしっかりとクライアントとサーバの両方で指定された方針を出迎えるセキュリティー対策を合わせることができます。
1.1.2. Procedure and Operation Structure
1.1.2. 手順と操作構造
A significant departure from the previous versions of the NFS protocol is the introduction of the COMPOUND procedure. For the NFS version 4 protocol, there are two RPC procedures, NULL and COMPOUND. The COMPOUND procedure is defined in terms of operations and these operations correspond more closely to the traditional NFS procedures. With the use of the COMPOUND procedure, the client is able to build simple or complex requests. These COMPOUND requests allow for a reduction in the number of RPCs needed for logical file system operations. For example, without previous contact with a server a client will be able to read data from a file in one request by combining LOOKUP, OPEN, and READ operations in a single COMPOUND RPC. With previous versions of the NFS protocol, this type of single request was not possible.
NFSプロトコルの旧バージョンからの重要な出発はCOMPOUND手順の導入です。 NFSバージョン4プロトコルのために、2つのRPC手順、NULL、およびCOMPOUNDがあります。 COMPOUND手順は操作で定義されます、そして、これらの操作は、より密接に伝統的なNFS手順に対応しています。 COMPOUND手順の使用で、クライアントは簡単であるか複雑な要求を組み込むことができます。 これらのCOMPOUND要求は論理的なファイルシステム・オペレーションに必要であるRPCsの数の減少を考慮します。 例えば、サーバとの前の接触がなければ、クライアントは、1つの要求におけるファイルから独身のCOMPOUND RPCでLOOKUP、オープン、およびREAD操作を結合することによって、データを読むことができるでしょう。 NFSプロトコルの旧バージョンでは、このタイプのただ一つの要求は可能ではありませんでした。
The model used for COMPOUND is very simple. There is no logical OR or ANDing of operations. The operations combined within a COMPOUND request are evaluated in order by the server. Once an operation returns a failing result, the evaluation ends and the results of all evaluated operations are returned to the client.
COMPOUNDに使用されるモデルは非常に簡単です。 操作のどんな論理的なORもANDingもありません。 COMPOUND要求の中で結合された操作はオーダーでサーバによって評価されます。操作がいったん失敗結果を返すと、評価は終わります、そして、すべての評価の操作の結果はクライアントに返されます。
The NFS version 4 protocol continues to have the client refer to a file or directory at the server by a "filehandle". The COMPOUND procedure has a method of passing a filehandle from one operation to another within the sequence of operations. There is a concept of a "current filehandle" and "saved filehandle". Most operations use the "current filehandle" as the file system object to operate upon. The "saved filehandle" is used as temporary filehandle storage within a COMPOUND procedure as well as an additional operand for certain operations.
NFSバージョン4プロトコルは、クライアントに"filehandle"でサーバでファイルかディレクトリを参照させ続けています。 COMPOUND手順に、操作の系列の中で1つの操作から別の操作までfilehandleを渡す方法があります。 「現在のfilehandle」と「救われたfilehandle」の概念があります。 ほとんどの操作が作動するファイルシステム対象物として「現在のfilehandle」を使用します。 「救われたfilehandle」は一時的なfilehandle格納としてある操作のための追加オペランドと同様にCOMPOUND手順の中で使用されます。
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Shepler、他 規格Track[7ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
1.1.3. File System Model
1.1.3. ファイルのシステムモデル
The general file system model used for the NFS version 4 protocol is the same as previous versions. The server file system is hierarchical with the regular files contained within being treated as opaque byte streams. In a slight departure, file and directory names are encoded with UTF-8 to deal with the basics of internationalization.
NFSバージョン4プロトコルに使用される一般的なファイルのシステムモデルは旧バージョンと同じです。 通常のファイルが不透明なバイト・ストリームとして扱われる中に含まれている状態で、サーバファイルシステムは階層的です。わずかな出発では、ファイルとディレクトリ名は、国際化の基礎に対処するためにUTF-8と共にコード化されます。
The NFS version 4 protocol does not require a separate protocol to provide for the initial mapping between path name and filehandle. Instead of using the older MOUNT protocol for this mapping, the server provides a ROOT filehandle that represents the logical root or top of the file system tree provided by the server. The server provides multiple file systems by gluing them together with pseudo file systems. These pseudo file systems provide for potential gaps in the path names between real file systems.
NFSバージョン4プロトコルは、パス名とfilehandleの間の初期のマッピングに備えるために別々のプロトコルを必要としません。 このマッピングにより古い山のプロトコルを使用することの代わりに、サーバはサーバによって提供されたファイルシステム木の論理的な根か先端を表すROOT filehandleを提供します。サーバは、疑似ファイルシステムと共にそれらをにかわで接ぐことによって、複数のファイルシステムを提供します。これらの疑似ファイルシステムは実際のファイルシステムの間のパス名の潜在的ギャップに備えます。
1.1.3.1. Filehandle Types
1.1.3.1. Filehandleはタイプします。
In previous versions of the NFS protocol, the filehandle provided by the server was guaranteed to be valid or persistent for the lifetime of the file system object to which it referred. For some server implementations, this persistence requirement has been difficult to meet. For the NFS version 4 protocol, this requirement has been relaxed by introducing another type of filehandle, volatile. With persistent and volatile filehandle types, the server implementation can match the abilities of the file system at the server along with the operating environment. The client will have knowledge of the type of filehandle being provided by the server and can be prepared to deal with the semantics of each.
NFSプロトコルの旧バージョンでは、サーバによって提供されたfilehandleは、それが参照されたファイルシステム対象物の生涯有効であるか、またはしつこくなるように保証されました。 いくつかのサーバ実現において、この固執要件は会うのが難しいです。 NFSバージョン4プロトコルにおいて、この要件は、filehandleの別のタイプを導入することによって伸びやかで、不安定です。 しつこくて揮発性のfilehandleタイプと、サーバ実現は操作環境に伴うサーバでファイルシステムの能力を合わせることができます。 クライアントは、サーバによって提供されるfilehandleのタイプに関する知識を持って、それぞれの意味論に対処する用意ができていることができます。
1.1.3.2. Attribute Types
1.1.3.2. 属性タイプ
The NFS version 4 protocol introduces three classes of file system or file attributes. Like the additional filehandle type, the classification of file attributes has been done to ease server implementations along with extending the overall functionality of the NFS protocol. This attribute model is structured to be extensible such that new attributes can be introduced in minor revisions of the protocol without requiring significant rework.
NFSバージョン4プロトコルは3つのクラスに関するファイルシステムかファイル属性を紹介します。 追加filehandleタイプのように、NFSプロトコルの総合的な機能性を広げると共にサーバ実現を緩和するためにファイル属性の分類をしました。 この属性モデルは、重要な必要さなしでプロトコルの小さい方の改正で新しい属性を導入できるくらいの広げることができるそのようなものが作りなおされるということになるように構造化されます。
The three classifications are: mandatory, recommended and named attributes. This is a significant departure from the previous attribute model used in the NFS protocol. Previously, the attributes for the file system and file objects were a fixed set of mainly Unix attributes. If the server or client did not support a particular attribute, it would have to simulate the attribute the best it could.
3つの分類は以下の通りです。 義務的で、お勧めの、そして、命名された属性。 これはNFSプロトコルに使用される前の属性モデルからの重要な出発です。 以前、ファイルシステムとファイル物のための属性は主に固定セットのUnix属性でした。 サーバかクライアントが特定の属性を支持しないなら、それは属性をシミュレートしなければならないでしょうに。そうすることができた中で最も良いもの。
Shepler, et al. Standards Track [Page 8] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[8ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
Mandatory attributes are the minimal set of file or file system attributes that must be provided by the server and must be properly represented by the server. Recommended attributes represent different file system types and operating environments. The recommended attributes will allow for better interoperability and the inclusion of more operating environments. The mandatory and recommended attribute sets are traditional file or file system attributes. The third type of attribute is the named attribute. A named attribute is an opaque byte stream that is associated with a directory or file and referred to by a string name. Named attributes are meant to be used by client applications as a method to associate application specific data with a regular file or directory.
義務的な属性はファイルかサーバで提供しなければならなくて、サーバで適切に表さなければならないファイルシステム属性の極小集合です。お勧めの属性は異なったファイルシステムタイプと操作環境の代理をします。 お勧めの属性は、より多くの操作環境の、より良い相互運用性と包含を考慮するでしょう。 義務的でお勧めの属性セットは、伝統的なファイルかファイルシステム属性です。 3番目のタイプの属性は命名された属性です。 命名された属性はディレクトリかファイルに関連づけられて、ストリング名によって言及される不透明なバイト・ストリームです。 命名された属性はアプリケーションの特定のデータを通常のファイルかディレクトリに関連づけるメソッドとしてクライアントアプリケーションで使用されることになっています。
One significant addition to the recommended set of file attributes is the Access Control List (ACL) attribute. This attribute provides for directory and file access control beyond the model used in previous versions of the NFS protocol. The ACL definition allows for specification of user and group level access control.
お勧めのセットのファイル属性への1つの重要な追加がAccess Control List(ACL)属性です。 この属性はNFSプロトコルの旧バージョンで使用されるモデルを超えてディレクトリとファイルアクセス制御に備えます。 定義がユーザとグループレベルの仕様のために許容するACLはコントロールにアクセスします。
1.1.3.3. File System Replication and Migration
1.1.3.3. ファイルシステム模写と移行
With the use of a special file attribute, the ability to migrate or replicate server file systems is enabled within the protocol. The file system locations attribute provides a method for the client to probe the server about the location of a file system. In the event of a migration of a file system, the client will receive an error when operating on the file system and it can then query as to the new file system location. Similar steps are used for replication, the client is able to query the server for the multiple available locations of a particular file system. From this information, the client can use its own policies to access the appropriate file system location.
特別なファイル属性の使用で、移行するか、またはサーバファイルシステムを模写する能力はプロトコルの中で可能にされます。 ファイルシステム位置の属性はクライアントがファイルシステムの位置に関するサーバを調べるメソッドを提供します。 ファイルできます、そして、ファイルシステムを作動させるとき、ファイルシステムの移行の場合、クライアントは誤りを受けるでしょう、そして、次に、新しさに関する質問はシステム位置をファイルします。 同様のステップは模写に使用されて、クライアントは特定のファイルシステムの複数の利用可能な位置にサーバについて質問できます。 この情報から、クライアントは、適切なファイルのシステム位置にアクセスするのにそれ自身の方針を使用できます。
1.1.4. OPEN and CLOSE
1.1.4. 開いて近いです。
The NFS version 4 protocol introduces OPEN and CLOSE operations. The OPEN operation provides a single point where file lookup, creation, and share semantics can be combined. The CLOSE operation also provides for the release of state accumulated by OPEN.
NFSバージョン4プロトコルはオープンとCLOSE操作を導入します。 オープン操作はファイルルックアップ、作成、およびシェア意味論を結合できる単一のポイントを提供します。 また、CLOSE操作はオープンで蓄積された状態のリリースに備えます。
1.1.5. File locking
1.1.5. ファイルのロック
With the NFS version 4 protocol, the support for byte range file locking is part of the NFS protocol. The file locking support is structured so that an RPC callback mechanism is not required. This is a departure from the previous versions of the NFS file locking protocol, Network Lock Manager (NLM). The state associated with file locks is maintained at the server under a lease-based model. The
NFSバージョン4プロトコルで、バイト範囲ファイルのロックのサポートはNFSプロトコルの一部です。 ファイルのロックサポートが構造化されるので、RPCコールバックメカニズムは必要ではありません。 Network Lockマネージャ(NLM)、これはNFSファイルのロックプロトコルの旧バージョンからの出発です。 ファイルロックに関連している状態はリースベースのモデルの下でサーバで維持されます。 The
Shepler, et al. Standards Track [Page 9] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[9ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
server defines a single lease period for all state held by a NFS client. If the client does not renew its lease within the defined period, all state associated with the client's lease may be released by the server. The client may renew its lease with use of the RENEW operation or implicitly by use of other operations (primarily READ).
サーバはNFSクライアントによって保持されたすべての状態とただ一つのリースの期間を定義します。 クライアントが定義された期間中にリースを更新しないなら、クライアントのリースに関連しているすべての状態がサーバによってリリースされるかもしれません。クライアントはRENEW操作の使用で他の操作(主としてREAD)の使用でそれとなくリースを更新するかもしれません。
1.1.6. Client Caching and Delegation
1.1.6. クライアントキャッシュと委譲
The file, attribute, and directory caching for the NFS version 4 protocol is similar to previous versions. Attributes and directory information are cached for a duration determined by the client. At the end of a predefined timeout, the client will query the server to see if the related file system object has been updated.
NFSのためにバージョン4プロトコルをキャッシュするファイル、属性、およびディレクトリは旧バージョンと同様です。 属性とディレクトリ情報はクライアントで決定している持続時間のためにキャッシュされます。 事前に定義されたタイムアウトの終わりに、クライアントは、関連するファイルシステム対象物をアップデートしたかどうか確認するためにサーバについて質問するでしょう。
For file data, the client checks its cache validity when the file is opened. A query is sent to the server to determine if the file has been changed. Based on this information, the client determines if the data cache for the file should kept or released. Also, when the file is closed, any modified data is written to the server.
ファイルが開かれるとき、ファイルデータがないかどうか、クライアントはキャッシュの正当性をチェックします。 ファイルが変えられたかどうか決定するために質問をサーバに送ります。 この情報に基づいて、クライアントは、保たれるか、またはリリースされて、ファイルのためのデータキャッシュがそうするべきであるかどうかと決心しています。 また、ファイルが閉じられるとき、どんな変更されたデータもサーバに書かれます。
If an application wants to serialize access to file data, file locking of the file data ranges in question should be used.
アプリケーションがデータをファイルするためにアクセスを連載したいなら、問題のファイルのデータ範囲のファイルのロックは使用されるべきです。
The major addition to NFS version 4 in the area of caching is the ability of the server to delegate certain responsibilities to the client. When the server grants a delegation for a file to a client, the client is guaranteed certain semantics with respect to the sharing of that file with other clients. At OPEN, the server may provide the client either a read or write delegation for the file. If the client is granted a read delegation, it is assured that no other client has the ability to write to the file for the duration of the delegation. If the client is granted a write delegation, the client is assured that no other client has read or write access to the file.
キャッシュの領域のNFSバージョン4への主要な追加はサーバが、ある責任をクライアントへ代表として派遣する能力です。 サーバがファイルのために委譲をクライアントに与えるとき、ある意味論は他のクライアントとのそのファイルの共有に関してクライアントに保証されます。 オープンでは、サーバは、読書をクライアントに提供するか、またはファイルのために委譲を書くかもしれません。 読書委譲をクライアントに与えるなら、他のどんなクライアントにも委譲の持続時間のためのファイルに書く能力がないことを保証します。 クライアントが他のどんなクライアントもファイルへのアクセスを読むか、または書くのをさせないaが保証されると委譲、クライアントに書く当然のことであるなら。
Delegations can be recalled by the server. If another client requests access to the file in such a way that the access conflicts with the granted delegation, the server is able to notify the initial client and recall the delegation. This requires that a callback path exist between the server and client. If this callback path does not exist, then delegations can not be granted. The essence of a delegation is that it allows the client to locally service operations such as OPEN, CLOSE, LOCK, LOCKU, READ, WRITE without immediate interaction with the server.
サーバは委譲をリコールできます。別のクライアントがアクセスが与えられた委譲と衝突するような方法でファイルへのアクセスを要求するなら、サーバは、初期のクライアントに通知して、委譲を思い出すことができます。 これは、コールバック経路がサーバとクライアントの間に存在するのを必要とします。 このコールバック経路が存在していないなら、委譲を与えることができません。 委譲の本質は局所的にオープンなどの戦務活動にクライアントを許容するということです、CLOSE、LOCK、LOCKU、READ、サーバとの即座の相互作用のないWRITE。
Shepler, et al. Standards Track [Page 10] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[10ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
1.2. General Definitions
1.2. 一般定義
The following definitions are provided for the purpose of providing an appropriate context for the reader.
適切な関係を読者に提供する目的に以下の定義を提供します。
Client The "client" is the entity that accesses the NFS server's
resources. The client may be an application which contains
the logic to access the NFS server directly. The client
may also be the traditional operating system client remote
file system services for a set of applications.
クライアント、「クライアント」はNFSサーバのリソースにアクセスする実体です。 クライアントは直接NFSサーバにアクセスする論理を含むアプリケーションであるかもしれません。 また、クライアントはリモートファイルシステムが1セットのアプリケーションのためにサービスを提供する伝統的なオペレーティングシステムクライアントであるかもしれません。
In the case of file locking the client is the entity that
maintains a set of locks on behalf of one or more
applications. This client is responsible for crash or
failure recovery for those locks it manages.
ファイルの場合では、クライアントをロックするのは、1つ以上のアプリケーションを代表して1セットの錠を維持する実体です。 それが管理するそれらの錠において、このクライアントはクラッシュか失敗回復に責任があります。
Note that multiple clients may share the same transport and
multiple clients may exist on the same network node.
複数のクライアントが同じ輸送を共有するかもしれなくて、複数のクライアントが同じネットワーク・ノードの上に存在するかもしれないことに注意してください。
Clientid A 64-bit quantity used as a unique, short-hand reference to
a client supplied Verifier and ID. The server is
responsible for supplying the Clientid.
クライアントについてのユニークな速記言及として使用されるClientidのA64ビットの量はVerifierとIDを供給しました。 サーバはClientidを供給するのに原因となります。
Lease An interval of time defined by the server for which the
client is irrevocably granted a lock. At the end of a
lease period the lock may be revoked if the lease has not
been extended. The lock must be revoked if a conflicting
lock has been granted after the lease interval.
錠がクライアントに取消不能に与えられるサーバによって定義された時間のAn間隔を賃貸してください。 リースの期間の終わりに、リースが広げられていないなら、錠は取り消されるかもしれません。 リース間隔の後に闘争錠を与えたなら、錠を取り消さなければなりません。
All leases granted by a server have the same fixed
interval. Note that the fixed interval was chosen to
alleviate the expense a server would have in maintaining
state about variable length leases across server failures.
サーバによって承諾されたすべてのリースが同じ固定間隔を過します。 固定間隔が選ばれたことに注意して、サーバがサーバ失敗の向こう側に可変長リースに関して状態を維持する際に持っている費用を軽減してください。
Lock The term "lock" is used to refer to both record (byte-
range) locks as well as file (share) locks unless
specifically stated otherwise.
別の方法で明確に述べられない場合「錠」が記録的な(バイト範囲)錠とファイル(共有する)錠の両方について言及するのに使用される用語をロックしてください。
Server The "Server" is the entity responsible for coordinating
client access to a set of file systems.
サーバ、「サーバ」は1セットのファイルシステムへのクライアントアクセスを調整するのに原因となる実体です。
Stable Storage
NFS version 4 servers must be able to recover without data
loss from multiple power failures (including cascading
power failures, that is, several power failures in quick
succession), operating system failures, and hardware
failure of components other than the storage medium itself
(for example, disk, nonvolatile RAM).
安定したStorage NFSバージョン4サーバは記憶媒体(例えば、ディスク、不揮発性のRAM)自体以外のコンポーネントの複数の停電(停電、すなわち、いくつかの停電を間断なくどっと落させるのを含んでいる)、オペレーティングシステムの故障、およびハードウェアの故障からのデータの損失なしで回復できなければなりません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 11] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[11ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
Some examples of stable storage that are allowable for an
NFS server include:
安定貯蔵のいくつかのNFSサーバにおいて、許容できる例は:
1. Media commit of data, that is, the modified data has
been successfully written to the disk media, for
example, the disk platter.
1. メディアはデータを公約します、すなわち、変更されたデータが首尾よくディスク媒体、例えば、ディスク大皿に書かれています。
2. An immediate reply disk drive with battery-backed on-
drive intermediate storage or uninterruptible power
system (UPS).
2. バッテリーで支持されることでオンな即座の回答ディスクドライブは中間的ストレージか無停止パワー・システム(UPS)を動かします。
3. Server commit of data with battery-backed intermediate
storage and recovery software.
3. サーバはバッテリーで支持された中間的ストレージと回復ソフトウェアでデータを公約します。
4. Cache commit with uninterruptible power system (UPS) and
recovery software.
4. キャッシュは無停止パワー・システム(UPS)と回復ソフトウェアで公約します。
Stateid A 64-bit quantity returned by a server that uniquely
defines the locking state granted by the server for a
specific lock owner for a specific file.
サーバによってそんなに唯一返されたStateidのA64ビットの量は特定のファイルのために特定のロック所有者のためにサーバによって与えられたロック状態を定義します。
Stateids composed of all bits 0 or all bits 1 have special
meaning and are reserved values.
すべてのビット0かすべてのビット1で構成されたStateidsは特別な意味を持って、予約された値です。
Verifier A 64-bit quantity generated by the client that the server
can use to determine if the client has restarted and lost
all previous lock state.
64ビットの量がサーバが確認するのに使用できるクライアントでクライアントを生成した検証Aは、前のすべてのロック状態を再開して、失いました。
2. Protocol Data Types
2. プロトコルデータ型
The syntax and semantics to describe the data types of the NFS version 4 protocol are defined in the XDR [RFC1832] and RPC [RFC1831] documents. The next sections build upon the XDR data types to define types and structures specific to this protocol.
NFSバージョン4プロトコルに関するデータ型について説明する構文と意味論はXDR[RFC1832]とRPC[RFC1831]ドキュメントで定義されます。 次のセクションは、このプロトコルに特定のタイプと構造を定義するためにXDRデータ型を当てにします。
2.1. Basic Data Types
2.1. 基本のデータ型
Data Type Definition _____________________________________________________________________ int32_t typedef int int32_t;
データ型定義_____________________________________________________________________ int32_t typedef int int32_t。
uint32_t typedef unsigned int uint32_t;
uint32_t typedefの未署名のint uint32_t。
int64_t typedef hyper int64_t;
int64_t typedef超-int64_t。
uint64_t typedef unsigned hyper uint64_t;
uint64_t typedefの未署名の超-uint64_t。
Shepler, et al. Standards Track [Page 12] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[12ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
attrlist4 typedef opaque attrlist4<>;
Used for file/directory attributes
attrlist4 typedefの不透明なattrlist4<>。 ファイル/ディレクトリ属性のために、使用されます。
bitmap4 typedef uint32_t bitmap4<>;
Used in attribute array encoding.
bitmap4 typedef uint32_t bitmap4<>。 属性配列コード化では、使用されています。
changeid4 typedef uint64_t changeid4;
Used in definition of change_info
changeid4 typedef uint64_t changeid4。 変化_インフォメーションの定義では、使用されます。
clientid4 typedef uint64_t clientid4;
Shorthand reference to client identification
clientid4 typedef uint64_t clientid4。 クライアント識別の速記参照
component4 typedef utf8string component4;
Represents path name components
component4 typedef utf8string component4。 パス名コンポーネントを表します。
count4 typedef uint32_t count4;
Various count parameters (READ, WRITE, COMMIT)
count4 typedef uint32_t count4。 様々なカウントパラメタ(読んでください、そして、書いてください、そして、公約してください)
length4 typedef uint64_t length4;
Describes LOCK lengths
length4 typedef uint64_t length4。 LOCKの長さについて説明します。
linktext4 typedef utf8string linktext4;
Symbolic link contents
linktext4 typedef utf8string linktext4。 シンボリックリンクコンテンツ
mode4 typedef uint32_t mode4;
Mode attribute data type
mode4 typedef uint32_t mode4。 モード属性データ型
nfs_cookie4 typedef uint64_t nfs_cookie4;
Opaque cookie value for READDIR
nfs_cookie4 typedef uint64_t nfs_cookie4。 READDIRのための不透明なクッキー値
nfs_fh4 typedef opaque nfs_fh4<NFS4_FHSIZE>;
Filehandle definition; NFS4_FHSIZE is defined as 128
nfs_fh4 typedefの不透明なnfs_fh4<NFS4_FHSIZE>。 Filehandle定義。 NFS4_FHSIZEは128と定義されます。
nfs_ftype4 enum nfs_ftype4;
Various defined file types
nfs_ftype4 enum nfs_ftype4。 様々な定義されたファイルの種類
nfsstat4 enum nfsstat4;
Return value for operations
nfsstat4 enum nfsstat4。 操作のために値を返してください。
offset4 typedef uint64_t offset4;
Various offset designations (READ, WRITE, LOCK, COMMIT)
offset4 typedef uint64_t offset4。 様々なオフセット名称(読んでください、そして、書いてください、そして、ロックしてください、そして、公約してください)
pathname4 typedef component4 pathname4<>;
Represents path name for LOOKUP, OPEN and others
pathname4 typedef component4 pathname4<>。 LOOKUP、オープン、および他のもののためにパス名を表します。
qop4 typedef uint32_t qop4;
Quality of protection designation in SECINFO
qop4 typedef uint32_t qop4。 SECINFOの保護名称の品質
Shepler, et al. Standards Track [Page 13] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[13ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
sec_oid4 typedef opaque sec_oid4<>;
Security Object Identifier
The sec_oid4 data type is not really opaque.
Instead contains an ASN.1 OBJECT IDENTIFIER as used
by GSS-API in the mech_type argument to
GSS_Init_sec_context. See [RFC2078] for details.
秒_oid4 typedefの不透明な秒_oid4<>。 セキュリティObject Identifier、秒_oid4データ型は本当に不明瞭ではありません。 代わりに、GSS-APIによってmech_タイプ議論にGSS_Init_秒_文脈に使用されるようにASN.1OBJECT IDENTIFIERを含んでいます。 詳細に関して[RFC2078]を見てください。
seqid4 typedef uint32_t seqid4;
Sequence identifier used for file locking
seqid4 typedef uint32_t seqid4。 ファイルのロックに使用される系列識別子
stateid4 typedef uint64_t stateid4;
State identifier used for file locking and delegation
stateid4 typedef uint64_t stateid4。 ファイルのロックと委譲に使用される州の識別子
utf8string typedef opaque utf8string<>;
UTF-8 encoding for strings
utf8string typedefの不透明なutf8string<>。 ストリングのためのUTF-8コード化
verifier4 typedef opaque verifier4[NFS4_VERIFIER_SIZE];
Verifier used for various operations (COMMIT, CREATE,
OPEN, READDIR, SETCLIENTID, WRITE)
NFS4_VERIFIER_SIZE is defined as 8
verifier4 typedefの不透明なverifier4[NFS4_VERIFIER_SIZE]。 様々な操作(COMMIT、CREATE、オープン、READDIR、SETCLIENTID、WRITE)NFS4_VERIFIER_SIZEに、中古の検証は8と定義されます。
2.2. Structured Data Types
2.2. 構造化されたデータ型
nfstime4
struct nfstime4 {
int64_t seconds;
uint32_t nseconds;
}
nfstime4 struct nfstime4int64_t秒(uint32_t nseconds)
The nfstime4 structure gives the number of seconds and nanoseconds
since midnight or 0 hour January 1, 1970 Coordinated Universal
Time (UTC). Values greater than zero for the seconds field denote
dates after the 0 hour January 1, 1970. Values less than zero for
the seconds field denote dates before the 0 hour January 1, 1970.
In both cases, the nseconds field is to be added to the seconds
field for the final time representation. For example, if the time
to be represented is one-half second before 0 hour January 1,
1970, the seconds field would have a value of negative one (-1)
and the nseconds fields would have a value of one-half second
(500000000). Values greater than 999,999,999 for nseconds are
considered invalid.
nfstime4構造は真夜中以来の秒と数ナノ秒か1970年1月1日協定世界時の(UTC)0時間の数を与えます。 数秒間のゼロ以上がさばく値は1970年1月1日0時間の後に日付を指示します。 数秒間のゼロ未満がさばく値は1970年1月1日0時間の前に日付を指示します。 どちらの場合も、nseconds分野は最終的な時間表現のために秒分野に加えられることです。 例えば、表されるべき時間が半分であるなら、1970年1月1日0時間、2番目の分野が持っている秒以前、負のもの(-1)の値とnseconds分野には半分2(500000000)番目の値があるでしょう。 nsecondsのための値より多くの999,999,999は無効であると考えられます。
This data type is used to pass time and date information. A
server converts to and from its local representation of time when
processing time values, preserving as much accuracy as possible.
If the precision of timestamps stored for a file system object is
このデータ型は、日時の情報を通過するのに使用されます。 処理時間値であるときに、サーバは表現と、そして、その時間のローカルの表現から変換されます、できるだけ多くの精度を保存して。 ファイルシステム対象物のために保存されたタイムスタンプの精度がそうなら
Shepler, et al. Standards Track [Page 14] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[14ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
less than defined, loss of precision can occur. An adjunct time
maintenance protocol is recommended to reduce client and server
time skew.
精度の損失は定義されるほど起こることができません。 付属物時間メインテナンスプロトコルがクライアントとサーバ時間斜行を抑えることが勧められます。
time_how4
時間_how4
enum time_how4 {
SET_TO_SERVER_TIME4 = 0,
SET_TO_CLIENT_TIME4 = 1
};
enumに_how4を調節してください。SET_TO_SERVER_TIME4は0、SET_TO_CLIENT_TIME4=1と等しいです。
settime4
settime4
union settime4 switch (time_how4 set_it) {
case SET_TO_CLIENT_TIME4:
nfstime4 time;
default:
void;
};
組合settime4スイッチ(時間_how4は_それを設定した)はSET_TO_CLIENT_TIME4:nfstime4時間デフォルト: (空間)をケースに入れます。
The above definitions are used as the attribute definitions to
set time values. If set_it is SET_TO_SERVER_TIME4, then the
server uses its local representation of time for the time value.
上の定義は、時間的価値を設定するのに属性定義として使用されます。 _設定されて、それがSET_TO_SERVER_TIME4であるなら、サーバは時間的価値に時間のローカルの表現を使用します。
specdata4
specdata4
struct specdata4 {
uint32_t specdata1;
uint32_t specdata2;
};
struct specdata4、uint32_t specdata1(uint32_t specdata2)。
This data type represents additional information for the device
file types NF4CHR and NF4BLK.
このデータ型はデバイスファイルの種類のNF4CHRとNF4BLKのための追加情報を表します。
fsid4
fsid4
struct fsid4 {
uint64_t major;
uint64_t minor;
};
struct fsid4、uint64_t少佐(uint64_t未成年者)。
This type is the file system identifier that is used as a
mandatory attribute.
このタイプは義務的な属性として使用されるファイルシステム識別子です。
Shepler, et al. Standards Track [Page 15] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[15ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
fs_location4
fs_location4
struct fs_location4 {
utf8string server<>;
pathname4 rootpath;
};
struct fs_location4、utf8stringサーバ<>(pathname4 rootpath)。
fs_locations4
fs_locations4
struct fs_locations4 {
pathname4 fs_root;
fs_location4 locations<>;
};
pathname4 fs_が根づかせる; fs_location4位置の<>;struct fs_locations4。
The fs_location4 and fs_locations4 data types are used for the
fs_locations recommended attribute which is used for migration
and replication support.
fs_location4とfs_locations4データ型は移行と模写サポートに使用される属性が推薦されたfs_位置に使用されます。
fattr4
fattr4
struct fattr4 {
bitmap4 attrmask;
attrlist4 attr_vals;
};
struct fattr4、bitmap4 attrmask(attrlist4 attr_vals)。
The fattr4 structure is used to represent file and directory
attributes.
fattr4構造は、ファイルとディレクトリ属性を表すのに使用されます。
The bitmap is a counted array of 32 bit integers used to contain
bit values. The position of the integer in the array that
contains bit n can be computed from the expression (n / 32) and
its bit within that integer is (n mod 32).
ビットマップは噛み付いている値を含むのに使用される32ビットの整数の数えられた勢ぞろいです。 式(n/32)からビットnを含む配列における整数の位置を計算できます、そして、その整数の中のビットは(nモッズ風の32)です。
0 1
+-----------+-----------+-----------+--
| count | 31 .. 0 | 63 .. 32 |
+-----------+-----------+-----------+--
0 1 +-----------+-----------+-----------+-- | カウント| 31 .. 0 | 63 .. 32 | +-----------+-----------+-----------+--
change_info4
変化_info4
struct change_info4 {
bool atomic;
changeid4 before;
changeid4 after;
};
struct変化_info4、bool原子;、changeid4以前; 後のchangeid4;、。
Shepler, et al. Standards Track [Page 16] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[16ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
This structure is used with the CREATE, LINK, REMOVE, RENAME
operations to let the client the know value of the change
attribute for the directory in which the target file system
object resides.
この構造はCREATEと共に使用されます、LINK、削除、クライアントをさせるRENAME操作、目標ファイルシステム対象物が住んでいるディレクトリで変化属性の値を知ってください。
clientaddr4
clientaddr4
struct clientaddr4 {
/* see struct rpcb in RFC 1833 */
string r_netid<>; /* network id */
string r_addr<>; /* universal address */
};
/*が、RFC1833で**/ストリングr_netid<>; /*ネットワークイド*/ストリングr_addr<>;/普遍的なstruct rpcbが*/を扱うのを見るstruct clientaddr4。
The clientaddr4 structure is used as part of the SETCLIENT
operation to either specify the address of the client that is
using a clientid or as part of the call back registration.
clientaddr4構造は、clientidか呼び出しの一部として逆登録を使用しているクライアントのアドレスを指定するのにSETCLIENT操作の一部として使用されます。
cb_client4
cb_client4
struct cb_client4 {
unsigned int cb_program;
clientaddr4 cb_location;
};
未署名のint cb_がプログラムする; clientaddr4 cb_位置;struct cb_client4。
This structure is used by the client to inform the server of its
call back address; includes the program number and client
address.
この構造は呼び出しの逆アドレスのサーバを知らせるのにクライアントによって使用されます。 プログラム番号とクライアントアドレスを含んでいます。
nfs_client_id4
nfs_クライアント_id4
struct nfs_client_id4 {
verifier4 verifier;
opaque id<>;
};
struct nfs_クライアント_id4、verifier4検証(不明瞭なイド<>)。
This structure is part of the arguments to the SETCLIENTID
operation.
この構造はSETCLIENTID操作への議論の一部です。
nfs_lockowner4
nfs_lockowner4
struct nfs_lockowner4 {
clientid4 clientid;
opaque owner<>;
};
struct nfs_lockowner4、clientid4 clientid(分っている所有者<>)。
Shepler, et al. Standards Track [Page 17] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[17ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
This structure is used to identify the owner of a OPEN share or
file lock.
この構造は、オープンシェアかファイルロックの所有者を特定するのに使用されます。
3. RPC and Security Flavor
3. RPCとセキュリティ風味
The NFS version 4 protocol is a Remote Procedure Call (RPC) application that uses RPC version 2 and the corresponding eXternal Data Representation (XDR) as defined in [RFC1831] and [RFC1832]. The RPCSEC_GSS security flavor as defined in [RFC2203] MUST be used as the mechanism to deliver stronger security for the NFS version 4 protocol.
NFSバージョン4プロトコルは、[RFC1831]と[RFC1832]で定義されるようにRPCバージョン2を使用するRemote Procedure Call(RPC)アプリケーションと対応するeXternal Data Representation(XDR)です。 NFSバージョン4プロトコルのために、より強いセキュリティを提供するのにメカニズムとして[RFC2203]で定義されるRPCSEC_GSSセキュリティ風味を使用しなければなりません。
3.1. Ports and Transports
3.1. ポートと輸送
Historically, NFS version 2 and version 3 servers have resided on port 2049. The registered port 2049 [RFC1700] for the NFS protocol should be the default configuration. Using the registered port for NFS services means the NFS client will not need to use the RPC binding protocols as described in [RFC1833]; this will allow NFS to transit firewalls.
歴史的に、NFSバージョン2とバージョン3サーバはポート2049の上にありました。 NFSプロトコルのための2049[RFC1700]の登録されたポートはデフォルト設定であるべきです。 NFSサービスに登録されたポートを使用するのは、NFSクライアントが[RFC1833]で説明されるようにRPCの拘束力があるプロトコルを使用する必要はないことを意味します。 これはトランジットファイアウォールにNFSを許容するでしょう。
The transport used by the RPC service for the NFS version 4 protocol MUST provide congestion control comparable to that defined for TCP in [RFC2581]. If the operating environment implements TCP, the NFS version 4 protocol SHOULD be supported over TCP. The NFS client and server may use other transports if they support congestion control as defined above and in those cases a mechanism may be provided to override TCP usage in favor of another transport.
NFSバージョン4プロトコルのためのRPCサービスで使用される輸送は[RFC2581]でTCPのために定義されたそれに匹敵する輻輳制御を提供しなければなりません。 操作環境が、TCP、NFSがバージョン4プロトコルSHOULDであると実装するなら、TCPの上でサポートされてください。 場合の上と、そして、メカニズムが別の輸送を支持してTCP用法をくつがえすために提供されるかもしれないそれらの場合で定義されるように混雑がコントロールであるとサポートするなら、NFSクライアントとサーバは他の輸送を使用するかもしれません。
If TCP is used as the transport, the client and server SHOULD use persistent connections. This will prevent the weakening of TCP's congestion control via short lived connections and will improve performance for the WAN environment by eliminating the need for SYN handshakes.
TCPが輸送、クライアント、およびサーバとして使用されるなら、SHOULDはパーシステントコネクションを使用します。 これは、背の低い送られた接続でTCPの輻輳制御の弱化を防いで、WAN環境のためにSYN握手の必要性を排除することによって、性能を向上させるでしょう。
Note that for various timers, the client and server should avoid inadvertent synchronization of those timers. For further discussion of the general issue refer to [Floyd].
様々なタイマに関して、クライアントとサーバがそれらのタイマの不注意な同期を避けるべきであることに注意してください。 一般答弁のさらなる議論について、[フロイド]を参照してください。
3.2. Security Flavors
3.2. セキュリティ風味
Traditional RPC implementations have included AUTH_NONE, AUTH_SYS, AUTH_DH, and AUTH_KRB4 as security flavors. With [RFC2203] an additional security flavor of RPCSEC_GSS has been introduced which uses the functionality of GSS-API [RFC2078]. This allows for the use of varying security mechanisms by the RPC layer without the additional implementation overhead of adding RPC security flavors. For NFS version 4, the RPCSEC_GSS security flavor MUST be used to
セキュリティに風味を添えるとき、伝統的なRPC実装はAUTH_NONE、AUTH_SYS、AUTH_DH、およびAUTH_KRB4を含んでいました。 [RFC2203]と共にGSS-API[RFC2078]の機能性を使用するRPCSEC_GSSの追加担保風味を導入しました。 これはRPC層でRPCセキュリティ風味を加える追加実装オーバーヘッドなしで異なったセキュリティー対策の使用を考慮します。 NFSバージョン4、GSSセキュリティ風味が使用されているに違いないRPCSEC_のために
Shepler, et al. Standards Track [Page 18] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[18ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
enable the mandatory security mechanism. Other flavors, such as, AUTH_NONE, AUTH_SYS, and AUTH_DH MAY be implemented as well.
義務的なセキュリティー対策を可能にしてください。 他の風味の、そして、そのようなAUTH_NONE、AUTH_SYS、および_AUTH DH MAY、また、実装されてください。
3.2.1. Security mechanisms for NFS version 4
3.2.1. NFSバージョン4のためのセキュリティー対策
The use of RPCSEC_GSS requires selection of: mechanism, quality of protection, and service (authentication, integrity, privacy). The remainder of this document will refer to these three parameters of the RPCSEC_GSS security as the security triple.
RPCSEC_GSSの使用は以下の選択を必要とします。 メカニズム、保護の品質、およびサービス(認証、保全、プライバシー)。 セキュリティが3倍になるのに従って、このドキュメントの残りはRPCSEC_GSSセキュリティのこれらの3つのパラメタを参照するでしょう。
3.2.1.1. Kerberos V5 as security triple
3.2.1.1. セキュリティとしてのケルベロスV5は3倍になります。
The Kerberos V5 GSS-API mechanism as described in [RFC1964] MUST be implemented and provide the following security triples.
[RFC1964]で説明されるケルベロスV5 GSS-APIメカニズムは、実装されて、以下のセキュリティ三重を提供しなければなりません。
column descriptions:
コラム記述:
1 == number of pseudo flavor 2 == name of pseudo flavor 3 == mechanism's OID 4 == mechanism's algorithm(s) 5 == RPCSEC_GSS service
1 RPCSEC_GSS疑似風味3=メカニズムのOID4=メカニズムのアルゴリズム5=サービスの疑似風味2=名の=番号
1 2 3 4 5
-----------------------------------------------------------------------
390003 krb5 1.2.840.113554.1.2.2 DES MAC MD5 rpc_gss_svc_none
390004 krb5i 1.2.840.113554.1.2.2 DES MAC MD5 rpc_gss_svc_integrity
390005 krb5p 1.2.840.113554.1.2.2 DES MAC MD5 rpc_gss_svc_privacy
for integrity,
and 56 bit DES
for privacy.
1 2 3 4 5 ----------------------------------------------------------------------- 390003krb5、1.2 .840 .113554 .1 .2 .2 DES MAC MD5 rpc_gss_は保全のために_なにもに390004krb5i1.2.840.113554.1.2.2DES MAC MD5 rpc_gss_svc_保全390005krb5p1.2.840.113554.1.2.2DES MAC MD5 rpc_gss_svcな_プライバシーをsvcして、プライバシーのために56ビットのDESをsvcします。
Note that the pseudo flavor is presented here as a mapping aid to the implementor. Because this NFS protocol includes a method to negotiate security and it understands the GSS-API mechanism, the pseudo flavor is not needed. The pseudo flavor is needed for NFS version 3 since the security negotiation is done via the MOUNT protocol.
疑似風味が作成者へのマッピング援助としてここに提示されることに注意してください。 このNFSプロトコルがセキュリティを交渉するメソッドを含んでいて、GSS-APIメカニズムを理解しているので、疑似風味は必要ではありません。 疑似風味が、山のプロトコルでセキュリティ交渉をするので、NFSバージョン3に必要です。
For a discussion of NFS' use of RPCSEC_GSS and Kerberos V5, please see [RFC2623].
RPCSEC_GSSとケルベロスV5のNFSの使用の議論に関しては、[RFC2623]を見てください。
3.2.1.2. LIPKEY as a security triple
3.2.1.2. セキュリティとしてのLIPKEYは3倍になります。
The LIPKEY GSS-API mechanism as described in [RFC2847] MUST be implemented and provide the following security triples. The definition of the columns matches the previous subsection "Kerberos V5 as security triple"
[RFC2847]で説明されるLIPKEY GSS-APIメカニズムは、実装されて、以下のセキュリティ三重を提供しなければなりません。 コラムの定義は前の小区分「セキュリティ三重としてのケルベロスV5」に合っています。
Shepler, et al. Standards Track [Page 19] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[19ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
1 2 3 4 5 ----------------------------------------------------------------------- 390006 lipkey 1.3.6.1.5.5.9 negotiated rpc_gss_svc_none 390007 lipkey-i 1.3.6.1.5.5.9 negotiated rpc_gss_svc_integrity 390008 lipkey-p 1.3.6.1.5.5.9 negotiated rpc_gss_svc_privacy
1 2 3 4 5 ----------------------------------------------------------------------- 390006 _390007の.5の.9の交渉されたrpc_gss lipkey-i1.3.6.1.5_svc_保全390008lipkey-p1.3.6.1.5.5.9が交渉しなかったlipkey1.3.6の.9の交渉されたrpc_gss_svc.1.5.5なにもrpcな_gss_svc_プライバシー
The mechanism algorithm is listed as "negotiated". This is because LIPKEY is layered on SPKM-3 and in SPKM-3 [RFC2847] the confidentiality and integrity algorithms are negotiated. Since SPKM-3 specifies HMAC-MD5 for integrity as MANDATORY, 128 bit cast5CBC for confidentiality for privacy as MANDATORY, and further specifies that HMAC-MD5 and cast5CBC MUST be listed first before weaker algorithms, specifying "negotiated" in column 4 does not impair interoperability. In the event an SPKM-3 peer does not support the mandatory algorithms, the other peer is free to accept or reject the GSS-API context creation.
メカニズムアルゴリズムは「交渉される」ように記載されています。 これはLIPKEYがSPKM-3で層にされて、秘密性と保全アルゴリズムがSPKM-3[RFC2847]で交渉されるからです。 SPKM-3が、MANDATORY、MANDATORYとしてのプライバシーのための秘密性のための128ビットのcast5CBCとして保全にHMAC-MD5を指定して、最初に、より弱いアルゴリズムの前にHMAC-MD5とcast5CBCを記載しなければならないとさらに指定するので、コラム4で「交渉された」指定は相互運用性を損ないません。 GSS-API文脈作成をイベントでは、SPKM-3同輩は義務的なアルゴリズムをサポートしないで、受け入れるか、またはもう片方の同輩は自由に拒絶できます。
Because SPKM-3 negotiates the algorithms, subsequent calls to LIPKEY's GSS_Wrap() and GSS_GetMIC() by RPCSEC_GSS will use a quality of protection value of 0 (zero). See section 5.2 of [RFC2025] for an explanation.
SPKM-3がアルゴリズムを交渉するので、RPCSEC_GSSによるLIPKEYのGSS_Wrap()とGSS_GetMIC()へのその後の呼び出しは0(ゼロ)の保護価値の品質を使用するでしょう。 説明に関して[RFC2025]のセクション5.2を見てください。
LIPKEY uses SPKM-3 to create a secure channel in which to pass a user name and password from the client to the user. Once the user name and password have been accepted by the server, calls to the LIPKEY context are redirected to the SPKM-3 context. See [RFC2847] for more details.
LIPKEYは、クライアントからユーザまでユーザ名とパスワードを通過する安全なチャンネルを創造するのにSPKM-3を使用します。 サーバでいったんユーザ名とパスワードを受け入れると、LIPKEY文脈への呼び出しをSPKM-3文脈に向け直します。 その他の詳細に関して[RFC2847]を見てください。
3.2.1.3. SPKM-3 as a security triple
3.2.1.3. セキュリティとしてのSPKM-3は3倍になります。
The SPKM-3 GSS-API mechanism as described in [RFC2847] MUST be implemented and provide the following security triples. The definition of the columns matches the previous subsection "Kerberos V5 as security triple".
[RFC2847]で説明されるSPKM-3 GSS-APIメカニズムは、実装されて、以下のセキュリティ三重を提供しなければなりません。 コラムの定義は前の小区分「セキュリティ三重としてのケルベロスV5」に合っています。
1 2 3 4 5 ----------------------------------------------------------------------- 390009 spkm3 1.3.6.1.5.5.1.3 negotiated rpc_gss_svc_none 390010 spkm3i 1.3.6.1.5.5.1.3 negotiated rpc_gss_svc_integrity 390011 spkm3p 1.3.6.1.5.5.1.3 negotiated rpc_gss_svc_privacy
1 2 3 4 5 ----------------------------------------------------------------------- 390009 _390010spkm3i1.3.6の.1の.3の交渉されたrpc.1.5.5_gss_svc_保全390011spkm3p1.3.6.1.5.5.1.3が交渉しなかったspkm3 1.3.6の.3の交渉されたrpc_gss_svc.1.5.5.1なにもrpcな_gss_svc_プライバシー
For a discussion as to why the mechanism algorithm is listed as "negotiated", see the previous section "LIPKEY as a security triple."
メカニズムアルゴリズムが「交渉される」ように記載されている理由に関する議論に関しては、「セキュリティ三重としてのLIPKEY」という前項を見てください。
Because SPKM-3 negotiates the algorithms, subsequent calls to SPKM- 3's GSS_Wrap() and GSS_GetMIC() by RPCSEC_GSS will use a quality of protection value of 0 (zero). See section 5.2 of [RFC2025] for an explanation.
SPKM-3がアルゴリズムを交渉するので、RPCSEC_GSSによるSPKM3のGSS_Wrap()とGSS_GetMIC()へのその後の呼び出しは0(ゼロ)の保護価値の品質を使用するでしょう。 説明に関して[RFC2025]のセクション5.2を見てください。
Shepler, et al. Standards Track [Page 20] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[20ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
Even though LIPKEY is layered over SPKM-3, SPKM-3 is specified as a mandatory set of triples to handle the situations where the initiator (the client) is anonymous or where the initiator has its own certificate. If the initiator is anonymous, there will not be a user name and password to send to the target (the server). If the initiator has its own certificate, then using passwords is superfluous.
LIPKEYはSPKM-3の上で層にされますが、SPKM-3は、創始者(クライアント)が匿名である、または創始者がそれ自身の証明書を持っている状況を扱うために義務的なセットの三重として指定されます。 創始者が匿名であるなら、目標(サーバ)に送るユーザ名とパスワードがないでしょう。 創始者にそれ自身の証明書があるなら、パスワードを使用するのは余計です。
3.3. Security Negotiation
3.3. セキュリティ交渉
With the NFS version 4 server potentially offering multiple security mechanisms, the client needs a method to determine or negotiate which mechanism is to be used for its communication with the server. The NFS server may have multiple points within its file system name space that are available for use by NFS clients. In turn the NFS server may be configured such that each of these entry points may have different or multiple security mechanisms in use.
どのメカニズムを決定するか、または交渉するかメソッドはサーバとのコミュニケーションに使用されることです。潜在的に複数のセキュリティー対策、クライアントの必要性を提供するNFSバージョン4サーバで、NFSサーバには、ファイルのシステム名前スペースの中のNFSクライアントによる使用に利用可能な複数のポイントがあるかもしれません。 順番に、NFSサーバは、それぞれのこれらのエントリー・ポイントが使用中の異なるか複数のセキュリティー対策を持つことができるように、構成されるかもしれません。
The security negotiation between client and server must be done with a secure channel to eliminate the possibility of a third party intercepting the negotiation sequence and forcing the client and server to choose a lower level of security than required or desired.
クライアントとサーバとのセキュリティ交渉は、第三者が交渉系列を傍受する可能性を排除するために安全なチャンネルで終わって、クライアントとサーバに必要である、または望まれているより低レベルのセキュリティを選ぶことにさせるのであるに違いありません。
3.3.1. Security Error
3.3.1. セキュリティ誤り
Based on the assumption that each NFS version 4 client and server must support a minimum set of security (i.e. LIPKEY, SPKM-3, and Kerberos-V5 all under RPCSEC_GSS), the NFS client will start its communication with the server with one of the minimal security triples. During communication with the server, the client may receive an NFS error of NFS4ERR_WRONGSEC. This error allows the server to notify the client that the security triple currently being used is not appropriate for access to the server's file system resources. The client is then responsible for determining what security triples are available at the server and choose one which is appropriate for the client.
各NFSバージョン4クライアントとサーバが最小のセキュリティ(すなわち、LIPKEY、SPKM-3、およびRPCSEC_GSSの下のケルベロス-V5)をサポートしなければならないという仮定に基づいて、NFSクライアントは最小量のセキュリティ三重の1つからサーバとのコミュニケーションを始めるでしょう。 サーバとのコミュニケーションの間、クライアントはNFS4ERR_WRONGSECのNFS誤りを受けるかもしれません。 この誤りで、サーバは、サーバのファイルシステム資源へのアクセスには、現在3倍使用されるセキュリティが適切でないようにクライアントに通知できます。 どんなセキュリティ三重がサーバで利用可能であり、クライアントにとって、適切なものを選ぶかを決定するのにクライアントはその時、責任があります。
3.3.2. SECINFO
3.3.2. SECINFO
The new SECINFO operation will allow the client to determine, on a per filehandle basis, what security triple is to be used for server access. In general, the client will not have to use the SECINFO procedure except during initial communication with the server or when the client crosses policy boundaries at the server. It is possible that the server's policies change during the client's interaction therefore forcing the client to negotiate a new security triple.
新しいSECINFO操作で、クライアントは、filehandle基礎あたりのaでどんなセキュリティがサーバアクセサリーに3倍使用されるかことであるかと決心できるでしょう。 一般に、サーバかそれともクライアントがいつサーバに方針限界を横断するかとの初期のコミュニケーション以外に、クライアントはSECINFO手順を用いる必要はないでしょう。サーバの方針がしたがって、クライアントが3倍やむを得ず新しいセキュリティを交渉するクライアントの相互作用の間変化するのは、可能です。
Shepler, et al. Standards Track [Page 21] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[21ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
3.4. Callback RPC Authentication
3.4. コールバックRPC認証
The callback RPC (described later) must mutually authenticate the NFS server to the principal that acquired the clientid (also described later), using the same security flavor the original SETCLIENTID operation used. Because LIPKEY is layered over SPKM-3, it is permissible for the server to use SPKM-3 and not LIPKEY for the callback even if the client used LIPKEY for SETCLIENTID.
コールバックRPC(後で説明される)は互いにclientid(また、後で説明される)を入手した主体にNFSサーバを認証しなければなりません、オリジナルのSETCLIENTID操作が使用した同じセキュリティ風味を使用して。 LIPKEYがSPKM-3の上で層にされるので、クライアントがSETCLIENTIDにLIPKEYを使用したとしても、サーバがコールバックにLIPKEYではなく、SPKM-3を使用するのは、許されています。
For AUTH_NONE, there are no principals, so this is a non-issue.
AUTH_NONEのために、主体が全くないので、これはどうでもいい問題です。
For AUTH_SYS, the server simply uses the AUTH_SYS credential that the user used when it set up the delegation.
委譲をセットアップしたとき、AUTH_SYSのために、サーバは単に、ユーザが使用したAUTH_SYS資格証明書を使用します。
For AUTH_DH, one commonly used convention is that the server uses the credential corresponding to this AUTH_DH principal:
AUTH_DHに関しては、1つの一般的に使用されたコンベンションはサーバがこのAUTH_DH主体に対応する資格証明書を使用するということです:
unix.host@domain
unix.host@domain
where host and domain are variables corresponding to the name of server host and directory services domain in which it lives such as a Network Information System domain or a DNS domain.
ホストとドメインがサーバー・ホストの名前に対応する変数とそれがNetwork情報システムドメインやDNSドメインのように住んでいるディレクトリサービスドメインであるところ。
Regardless of what security mechanism under RPCSEC_GSS is being used, the NFS server, MUST identify itself in GSS-API via a GSS_C_NT_HOSTBASED_SERVICE name type. GSS_C_NT_HOSTBASED_SERVICE names are of the form:
RPCSEC_GSSの下のセキュリティー対策が何であるかにかかわらず使用されるNFSサーバはGSS-APIでGSS_C_NT_HOSTBASED_SERVICE名前タイプでそれ自体を特定しなければなりません。 GSS_C_NT_HOSTBASED_SERVICE名はフォームのものです:
service@hostname
service@hostname
For NFS, the "service" element is
NFSに関しては、「サービス」要素はそうです。
nfs
nfs
Implementations of security mechanisms will convert nfs@hostname to various different forms. For Kerberos V5 and LIPKEY, the following form is RECOMMENDED:
セキュリティー対策の実装は様々な異なったフォームに nfs@hostname を変換するでしょう。ケルベロスV5とLIPKEYに関して、以下のフォームはRECOMMENDEDです:
nfs/hostname
nfs/ホスト名
For Kerberos V5, nfs/hostname would be a server principal in the Kerberos Key Distribution Center database. For LIPKEY, this would be the username passed to the target (the NFS version 4 client that receives the callback).
ケルベロスV5に関しては、nfs/ホスト名はケルベロスKey Distributionセンターデータベースのサーバ元本でしょう。 LIPKEYに関しては、これは目標(コールバックを受けるNFSバージョン4クライアント)に通過されたユーザ名でしょう。
It should be noted that LIPKEY may not work for callbacks, since the LIPKEY client uses a user id/password. If the NFS client receiving the callback can authenticate the NFS server's user name/password
LIPKEYクライアントがユーザイド/パスワードを使用するので、LIPKEYがコールバックのために働かないかもしれないのが有名であるべきです。 コールバックを受けるNFSクライアントがNFSサーバのユーザ名前/パスワードを認証できるなら
Shepler, et al. Standards Track [Page 22] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[22ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
pair, and if the user that the NFS server is authenticating to has a public key certificate, then it works.
組、NFSサーバが認証しているユーザ、公開鍵証明書、それが扱うその時を持っています。
In situations where NFS client uses LIPKEY and uses a per-host principal for the SETCLIENTID operation, instead of using LIPKEY for SETCLIENTID, it is RECOMMENDED that SPKM-3 with mutual authentication be used. This effectively means that the client will use a certificate to authenticate and identify the initiator to the target on the NFS server. Using SPKM-3 and not LIPKEY has the following advantages:
NFSクライアントがLIPKEYを使用して、SETCLIENTID操作に1ホストあたり1つの元本を使用する状況で、SETCLIENTIDにLIPKEYを使用することの代わりに、互いの認証があるSPKM-3が使用されるのは、RECOMMENDEDです。 事実上、これは、クライアントがNFSサーバの目標に創始者を認証して、特定するのに証明書を使用することを意味します。LIPKEYではなく、SPKM-3を使用するのにおいて、以下の利点があります:
o When the server does a callback, it must authenticate to the
principal used in the SETCLIENTID. Even if LIPKEY is used,
because LIPKEY is layered over SPKM-3, the NFS client will need to
have a certificate that corresponds to the principal used in the
SETCLIENTID operation. From an administrative perspective, having
a user name, password, and certificate for both the client and
server is redundant.
o サーバがコールバックをすると、それはSETCLIENTIDで使用される主体に認証されなければなりません。 LIPKEYがSPKM-3の上で層にされるのでLIPKEYが使用されていても、NFSクライアントはSETCLIENTID操作に使用される主体に一致している証明書を必要とするでしょう。 管理見解から、クライアントとサーバの両方のためのユーザ名、パスワード、および証明書を持っているのは余分です。
o LIPKEY was intended to minimize additional infrastructure
requirements beyond a certificate for the target, and the
expectation is that existing password infrastructure can be
leveraged for the initiator. In some environments, a per-host
password does not exist yet. If certificates are used for any
per-host principals, then additional password infrastructure is
not needed.
o LIPKEYが目標のための証明書を超えて追加インフラストラクチャ要件を最小にすることを意図して、期待は創始者のために既存のパスワードインフラストラクチャを利用することができるということです。 いくつかの環境で、1ホストあたり1つのパスワードはまだ存在していません。 証明書がどんな1ホストあたりの主体にも使用されるなら、当時の追加パスワードインフラストラクチャは必要ではありません。
o In cases when a host is both an NFS client and server, it can
share the same per-host certificate.
o ホストであることの場合では、それは、両方がNFSクライアントとサーバであることを共有できます。同じ1ホストあたりの証明書。
4. Filehandles
4. Filehandles
The filehandle in the NFS protocol is a per server unique identifier for a file system object. The contents of the filehandle are opaque to the client. Therefore, the server is responsible for translating the filehandle to an internal representation of the file system object. Since the filehandle is the client's reference to an object and the client may cache this reference, the server SHOULD not reuse a filehandle for another file system object. If the server needs to reuse a filehandle value, the time elapsed before reuse SHOULD be large enough such that it is unlikely the client has a cached copy of the reused filehandle value. Note that a client may cache a filehandle for a very long time. For example, a client may cache NFS data to local storage as a method to expand its effective cache size and as a means to survive client restarts. Therefore, the lifetime of a cached filehandle may be extended.
ファイルシステム対象物のためのサーバのユニークな識別子あたりNFSプロトコルのfilehandleはaです。 クライアントにとって、filehandleの内容は不明瞭です。 したがって、サーバはファイルシステム対象物の内部の表現にfilehandleを翻訳するのに原因となります。 クライアントがfilehandleがオブジェクトのクライアントの参照であり、この参照をキャッシュするかもしれないので、サーバSHOULDは別のファイルシステム対象物のためにfilehandleを再利用しません。 再利用SHOULDの前でfilehandle値、経過時間を再利用するサーバの必要性であるなら、クライアントには再利用されたfilehandle価値のキャッシュされたコピーがあるのが、ありそうもないくらい十分大きくいてください。 クライアントが非常に長い時間filehandleをキャッシュするかもしれないことに注意してください。 例えば、有効なキャッシュサイズを広げるメソッドとしての地方のストレージ、クライアントより長生きする手段が再開するとき、クライアントはNFSデータをキャッシュするかもしれません。 したがって、キャッシュされたfilehandleの寿命は広げられるかもしれません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 23] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[23ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
4.1. Obtaining the First Filehandle
4.1. 最初のFilehandleを入手します。
The operations of the NFS protocol are defined in terms of one or more filehandles. Therefore, the client needs a filehandle to initiate communication with the server. With the NFS version 2 protocol [RFC1094] and the NFS version 3 protocol [RFC1813], there exists an ancillary protocol to obtain this first filehandle. The MOUNT protocol, RPC program number 100005, provides the mechanism of translating a string based file system path name to a filehandle which can then be used by the NFS protocols.
NFSプロトコルの操作は1filehandlesに関して定義されます。 したがって、クライアントは、filehandleがサーバとのコミュニケーションを開始する必要があります。NFSバージョン2プロトコル[RFC1094]とNFSバージョン3プロトコル[RFC1813]で、付属のプロトコルは、この最初のfilehandleを入手するために存在しています。 山のプロトコル(RPCプログラム番号100005)は次にNFSプロトコルで使用できるfilehandleにストリングのベースのファイルシステムパス名を翻訳するメカニズムを提供します。
The MOUNT protocol has deficiencies in the area of security and use via firewalls. This is one reason that the use of the public filehandle was introduced in [RFC2054] and [RFC2055]. With the use of the public filehandle in combination with the LOOKUP procedure in the NFS version 2 and 3 protocols, it has been demonstrated that the MOUNT protocol is unnecessary for viable interaction between NFS client and server.
山のプロトコルはセキュリティと使用の領域にファイアウォールで欠乏を持っています。 これは[RFC2054]と[RFC2055]で公共のfilehandleの使用を導入した1つの理由です。 NFSバージョン2と3プロトコルのLOOKUP手順と組み合わせた公共のfilehandleの使用で、NFSクライアントとサーバとの実行可能な相互作用に、山のプロトコルが不要であることが示されました。
Therefore, the NFS version 4 protocol will not use an ancillary protocol for translation from string based path names to a filehandle. Two special filehandles will be used as starting points for the NFS client.
したがって、NFSバージョン4プロトコルはストリングのベースのパス名からfilehandleまでの翻訳に付属のプロトコルを使用しないでしょう。 2の特別なfilehandlesはNFSクライアントに出発点として使用されるでしょう。
4.1.1. Root Filehandle
4.1.1. 根のFilehandle
The first of the special filehandles is the ROOT filehandle. The ROOT filehandle is the "conceptual" root of the file system name space at the NFS server. The client uses or starts with the ROOT filehandle by employing the PUTROOTFH operation. The PUTROOTFH operation instructs the server to set the "current" filehandle to the ROOT of the server's file tree. Once this PUTROOTFH operation is used, the client can then traverse the entirety of the server's file tree with the LOOKUP procedure. A complete discussion of the server name space is in the section "NFS Server Name Space".
特別なfilehandlesの1番目はROOT filehandleです。 ROOT filehandleはスペースというNFSサーバにおけるファイルシステム名の「概念的な」根です。クライアントは、PUTROOTFH操作を使うことによって、ROOT filehandleから使用するか、または始まります。 PUTROOTFH操作は、「現在」のfilehandleをサーバのファイル木のROOTに設定するようサーバに命令します。 かつて、このPUTROOTFH操作が使用されている、そして、クライアントはLOOKUP手順でサーバのファイル木の全体を横断できます。 スペースというサーバー名の完全な議論が「NFSサーバー名スペース」というセクションにあります。
4.1.2. Public Filehandle
4.1.2. 公共のFilehandle
The second special filehandle is the PUBLIC filehandle. Unlike the ROOT filehandle, the PUBLIC filehandle may be bound or represent an arbitrary file system object at the server. The server is responsible for this binding. It may be that the PUBLIC filehandle and the ROOT filehandle refer to the same file system object. However, it is up to the administrative software at the server and the policies of the server administrator to define the binding of the PUBLIC filehandle and server file system object. The client may not make any assumptions about this binding.
2番目の特別なfilehandleはPUBLIC filehandleです。 ROOT filehandleと異なって、PUBLIC filehandleは制限されているか、またはサーバで任意のファイルシステム対象物を表すかもしれません。サーバはこの結合に原因となります。 多分、PUBLIC filehandleとROOT filehandleは同じファイルシステム対象物について言及します。 しかしながら、PUBLIC filehandleとサーバファイルシステム対象物の結合を定義するのはサーバアドミニストレータのサーバと方針で管理ソフトウェアまで達しています。 クライアントはこの結合に関する少しの仮定もしないかもしれません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 24] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[24ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
4.2. Filehandle Types
4.2. Filehandleはタイプします。
In the NFS version 2 and 3 protocols, there was one type of filehandle with a single set of semantics. The NFS version 4 protocol introduces a new type of filehandle in an attempt to accommodate certain server environments. The first type of filehandle is 'persistent'. The semantics of a persistent filehandle are the same as the filehandles of the NFS version 2 and 3 protocols. The second or new type of filehandle is the "volatile" filehandle.
NFSバージョン2と3プロトコルには、filehandleの1つのタイプが1セットの意味論と共にありました。 NFSバージョン4プロトコルはあるサーバ環境を収容する試みにおける、filehandleの新しいタイプを導入します。 filehandleの最初のタイプは'永続的です'。 永続的なfilehandleの意味論はNFSバージョン2と3プロトコルのfilehandlesと同じです。 filehandleの2番目の、または、新しいタイプは「揮発性」のfilehandleです。
The volatile filehandle type is being introduced to address server functionality or implementation issues which make correct implementation of a persistent filehandle infeasible. Some server environments do not provide a file system level invariant that can be used to construct a persistent filehandle. The underlying server file system may not provide the invariant or the server's file system programming interfaces may not provide access to the needed invariant. Volatile filehandles may ease the implementation of server functionality such as hierarchical storage management or file system reorganization or migration. However, the volatile filehandle increases the implementation burden for the client. However this increased burden is deemed acceptable based on the overall gains achieved by the protocol.
永続的なfilehandleの正しい実装を実行不可能にするサーバの機能性か導入問題を扱うために揮発性のfilehandleタイプを導入しています。 いくつかのサーバ環境は永続的なfilehandleを組み立てるのに使用できるファイルシステムレベル不変式を提供しません。 基本的なサーバファイルシステムが不変式を提供しないかもしれませんか、またはサーバのファイルのシステムプログラミングインターフェースは必要な不変式へのアクセスを提供しないかもしれません。 揮発性のfilehandlesは階層的な保管管理、ファイルシステム再編成または移行などのサーバの機能性の実装を緩和するかもしれません。 しかしながら、揮発性のfilehandleはクライアントのために実装負担を増強します。 しかしながら、この負担の増加はプロトコルによって獲得された総合的な利得に基づいて許容できると考えられます。
Since the client will need to handle persistent and volatile filehandle differently, a file attribute is defined which may be used by the client to determine the filehandle types being returned by the server.
クライアントが、永続的で揮発性のfilehandleを異なって扱う必要があるので、ファイル属性は定義されます(filehandleがサーバで返しながらタイプされることを決定するのにクライアントによって使用されるかもしれません)。
4.2.1. General Properties of a Filehandle
4.2.1. Filehandleの一般特性
The filehandle contains all the information the server needs to distinguish an individual file. To the client, the filehandle is opaque. The client stores filehandles for use in a later request and can compare two filehandles from the same server for equality by doing a byte-by-byte comparison. However, the client MUST NOT otherwise interpret the contents of filehandles. If two filehandles from the same server are equal, they MUST refer to the same file. If they are not equal, the client may use information provided by the server, in the form of file attributes, to determine whether they denote the same files or different files. The client would do this as necessary for client side caching. Servers SHOULD try to maintain a one-to-one correspondence between filehandles and files but this is not required. Clients MUST use filehandle comparisons only to improve performance, not for correct behavior. All clients need to be prepared for situations in which it cannot be determined whether two filehandles denote the same object and in such cases, avoid making invalid assumptions which might cause incorrect behavior.
filehandleはサーバが個々のファイルを区別するために必要とするすべての情報を含んでいます。 クライアントにとって、filehandleは不透明です。 クライアントは、後の要求における使用のためにfilehandlesを保存して、平等のために同じサーバからバイトごとに比較することによって、2filehandlesを比較できます。 しかしながら、そうでなければ、クライアントはfilehandlesのコンテンツを解釈してはいけません。 同じサーバからの2filehandlesが等しいなら、彼らは同じファイルを示さなければなりません。 それらが等しくないなら、クライアントはファイル属性の形のサーバによって提供された、それらが同じファイルか異なったファイルを指示するかどうか決定した情報を使用するかもしれません。 クライアントはクライアントサイドキャッシュに必要に応じてこれをするでしょう。 サーバSHOULDはfilehandlesとファイルとの1〜1つの通信を維持しようとしますが、これは必要ではありません。 クライアントはfilehandle比較を使用しなければなりませんが、どんな正しい振舞いによっても性能を向上させません。 クライアントが2filehandlesがオブジェクトとそのような場合における同じくらい指示するかどうかは決定できない状況のために準備されるのが必要であり、不正確な振舞いを引き起こすかもしれない無効の仮定をするのを避けるすべて。
Shepler, et al. Standards Track [Page 25] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[25ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
Further discussion of filehandle and attribute comparison in the context of data caching is presented in the section "Data Caching and File Identity".
データキャッシュの文脈におけるfilehandleと属性比較のさらなる議論は「データキャッシュとファイルのアイデンティティ」というセクションに示されます。
As an example, in the case that two different path names when traversed at the server terminate at the same file system object, the server SHOULD return the same filehandle for each path. This can occur if a hard link is used to create two file names which refer to the same underlying file object and associated data. For example, if paths /a/b/c and /a/d/c refer to the same file, the server SHOULD return the same filehandle for both path names traversals.
例として、サーバで横断されると2つの異なったパス名が同じファイルシステム対象物で終わって、サーバSHOULDは同じfilehandleを各経路に返します。 ハードリンクが同じ基本的なファイルオブジェクトについて言及する2つのファイル名と関連データを作成するのに使用されるなら、これは起こることができます。 例えば、経路の/a/b/cと/a/d/cが同じファイルを示すなら、サーバSHOULDは両方のパス名縦断のために同じfilehandleを返します。
4.2.2. Persistent Filehandle
4.2.2. 永続的なFilehandle
A persistent filehandle is defined as having a fixed value for the lifetime of the file system object to which it refers. Once the server creates the filehandle for a file system object, the server MUST accept the same filehandle for the object for the lifetime of the object. If the server restarts or reboots the NFS server must honor the same filehandle value as it did in the server's previous instantiation. Similarly, if the file system is migrated, the new NFS server must honor the same file handle as the old NFS server.
永続的なfilehandleはそれが参照されるファイルシステム対象物の生涯のための一定の価値を持っていると定義されます。 サーバがファイルシステム対象物のためにいったんfilehandleを作成すると、サーバはオブジェクトの生涯のためのオブジェクトのために同じfilehandleを受け入れなければなりません。 サーバが再開するか、またはリブートされるなら、NFSサーバはそれとしての値がサーバの前の具体化でした同じfilehandleを尊敬しなければなりません。 同様である、ファイルシステムが移行します、新しいNFSサーバが古いNFSサーバと同じファイルハンドルを光栄に思わなければならないということであるなら。
The persistent filehandle will be become stale or invalid when the file system object is removed. When the server is presented with a persistent filehandle that refers to a deleted object, it MUST return an error of NFS4ERR_STALE. A filehandle may become stale when the file system containing the object is no longer available. The file system may become unavailable if it exists on removable media and the media is no longer available at the server or the file system in whole has been destroyed or the file system has simply been removed from the server's name space (i.e. unmounted in a Unix environment).
永続的filehandleはそうになるでしょう。ファイルシステム対象物が取り外されたら聞き古した無効になってください。 削除されたオブジェクトについて言及する永続的なfilehandleをサーバに与えるとき、それはNFS4ERR_STALEの誤りを返さなければなりません。 オブジェクトを含むファイルシステムがもう利用可能でないときに、filehandleは聞き古したであるなるかもしれません。 リムーバブル・メディアに存在していて、メディアがもうサーバで利用可能でないなら、ファイルシステムが入手できなくなるかもしれませんか、全体のファイルシステムが破壊されたか、またはファイルシステムはサーバの名前スペース(すなわち、Unix環境で取り外される)から単に取り外されました。
4.2.3. Volatile Filehandle
4.2.3. 揮発性のFilehandle
A volatile filehandle does not share the same longevity characteristics of a persistent filehandle. The server may determine that a volatile filehandle is no longer valid at many different points in time. If the server can definitively determine that a volatile filehandle refers to an object that has been removed, the server should return NFS4ERR_STALE to the client (as is the case for persistent filehandles). In all other cases where the server determines that a volatile filehandle can no longer be used, it should return an error of NFS4ERR_FHEXPIRED.
揮発性のfilehandleは永続的なfilehandleの同じ寿命の特性を共有しません。 サーバは、揮発性のfilehandleが時間内にもう多くの異なったポイントで有効でないことを決定するかもしれません。 サーバが、揮発性のfilehandleが取り除かれたオブジェクトについて言及することを決定的に決定できるなら、サーバはNFS4ERR_STALEをクライアントに返すべきです(永続的なfilehandlesのためにそうであるように)。 サーバがもう揮発性のfilehandleを使用できないことを決定する他のすべての場合では、それはNFS4ERR_FHEXPIREDの誤りを返すべきです。
Shepler, et al. Standards Track [Page 26] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[26ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
The mandatory attribute "fh_expire_type" is used by the client to determine what type of filehandle the server is providing for a particular file system. This attribute is a bitmask with the following values:
義務的な属性、「fh_は_タイプを吐き出すこと」が、サーバがfilehandleのどんなタイプを特定のファイルシステムに供給しているかを決定するのにクライアントによって使用されます。 この属性は以下の値があるビットマスクです:
FH4_PERSISTENT
The value of FH4_PERSISTENT is used to indicate a persistent
filehandle, which is valid until the object is removed from the
file system. The server will not return NFS4ERR_FHEXPIRED for
this filehandle. FH4_PERSISTENT is defined as a value in which
none of the bits specified below are set.
FH4_PERSISTENT、FH4_PERSISTENTの値は、永続的なfilehandleを示すのに使用されます。(filehandleはファイルシステムからオブジェクトを取り除くまで有効です)。 サーバはこのfilehandleのためにNFS4ERR_FHEXPIREDを返さないでしょう。 FH4_PERSISTENTは以下で指定されたビットのいずれも設定されない値と定義されます。
FH4_NOEXPIRE_WITH_OPEN
The filehandle will not expire while client has the file open.
If this bit is set, then the values FH4_VOLATILE_ANY or
FH4_VOL_RENAME do not impact expiration while the file is open.
Once the file is closed or if the FH4_NOEXPIRE_WITH_OPEN bit is
false, the rest of the volatile related bits apply.
filehandleがクライアントである間に吐き出さないFH4_NOEXPIRE_WITH_オープンで、ファイルは開きます。 このビットが設定されるなら、そして、ファイルが開いている間の影響満了ではなく、_いずれかFH4_VOL_RENAMEがそうする値のFH4_VOLATILEです。 一度、ファイルが閉じられるか、またはFH4_NOEXPIRE_WITH_オープンビットが偽であるなら、揮発性の関連するビットの残りは適用されます。
FH4_VOLATILE_ANY
The filehandle may expire at any time and will expire during
system migration and rename.
filehandleがいつでも吐き出すかもしれないいずれと意志がシステム移行の間、吐き出して、改名するFH4_VOLATILE_。
FH4_VOL_MIGRATION
The filehandle will expire during file system migration. May
only be set if FH4_VOLATILE_ANY is not set.
FH4、_filehandleが望んでいるVOL_MIGRATIONはファイルシステム移行の間、期限が切れます。 FH4_VOLATILE_が少しも用意ができていない場合にだけ、設定されるかもしれません。
FH4_VOL_RENAME
The filehandle may expire due to a rename. This includes a
rename by the requesting client or a rename by another client.
May only be set if FH4_VOLATILE_ANY is not set.
filehandleはaのため期限が切れるかもしれません。FH4_VOL_RENAME、改名します。 aが要求しているクライアントかaで改名するこのインクルードは別のクライアントを改名します。 FH4_VOLATILE_が少しも用意ができていない場合にだけ、設定されるかもしれません。
Servers which provide volatile filehandles should deny a RENAME or REMOVE that would affect an OPEN file or any of the components leading to the OPEN file. In addition, the server should deny all RENAME or REMOVE requests during the grace or lease period upon server restart.
削除、揮発性のfilehandlesを提供するサーバがRENAMEを否定するべきですか、またはそれはオープンファイルにつながるオープンがファイルする感情かコンポーネントのいずれも否定するでしょう。 さらに、サーバはすべてのRENAMEを否定するべきですか、削除。端麗の間の要求かサーバに関するリースの期間が再開します。
The reader may be wondering why there are three FH4_VOL* bits and why FH4_VOLATILE_ANY is exclusive of FH4_VOL_MIGRATION and FH4_VOL_RENAME. If the a filehandle is normally persistent but cannot persist across a file set migration, then the presence of the FH4_VOL_MIGRATION or FH4_VOL_RENAME tells the client that it can treat the file handle as persistent for purposes of maintaining a file name to file handle cache, except for the specific event described by the bit. However, FH4_VOLATILE_ANY tells the client that it should not maintain such a cache for unopened files. A server MUST not present FH4_VOLATILE_ANY with FH4_VOL_MIGRATION or
読者は3FH4_VOL*ビットがなぜあるか、そして、FH4_VOLATILE_がなぜFH4_VOL_MIGRATIONとFH4_VOL_RENAMEを除いて何かあるかと思っているかもしれません。 a filehandleが通常永続的ですが、ファイル・セット移行の向こう側に持続できないなら、FH4_VOL_MIGRATIONかFH4_VOL_RENAMEの存在は、ファイル名を維持する目的がハンドルキャッシュをファイルするように永続的であるとしてファイルハンドルを扱うことができるとクライアントに言います、ビットによって説明された特定のイベントを除いて。 しかしながら、FH4_VOLATILE_は、開かれていないファイルのためにそのようなキャッシュを維持するべきでないと何でもクライアントに言います。 またはサーバが_少しもFH4_VOL_MIGRATIONをFH4_VOLATILEに与えてはいけない。
Shepler, et al. Standards Track [Page 27] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[27ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
FH4_VOL_RENAME as this will lead to confusion. FH4_VOLATILE_ANY implies that the file handle will expire upon migration or rename, in addition to other events.
これとしてのRENAMEが混乱に導くFH4_VOL_。 VOLATILE_が少しも含意するファイルハンドルが移行に吐き出すか、または他のイベントに加えて改名するFH4_。
4.2.4. One Method of Constructing a Volatile Filehandle
4.2.4. 揮発性のFilehandleを組み立てる1つのメソッド
As mentioned, in some instances a filehandle is stale (no longer valid; perhaps because the file was removed from the server) or it is expired (the underlying file is valid but since the filehandle is volatile, it may have expired). Thus the server needs to be able to return NFS4ERR_STALE in the former case and NFS4ERR_FHEXPIRED in the latter case. This can be done by careful construction of the volatile filehandle. One possible implementation follows.
ある場合にfilehandleが言及されるように聞き古したである(もう有効でない、ファイルが恐らくサーバから取り外された、)、それは満期です(基本的なファイルが有効ですが、filehandleが不安定であるので、それは期限が切れたかもしれません)。 したがって、サーバは、後者の場合における前のケースとNFS4ERR_FHEXPIREDでNFS4ERR_STALEを返すことができる必要があります。 揮発性のfilehandleの慎重な構造でこれができます。 1つの可能な実装が続きます。
A volatile filehandle, while opaque to the client could contain:
クライアントへの不透明なものが以下を含むかもしれない揮発性のfilehandle
[volatile bit = 1 | server boot time | slot | generation number]
[揮発性の噛み付いている=1| サーバブート時間|スロット|世代番号]
o slot is an index in the server volatile filehandle table
o スロットはサーバの揮発性のfilehandleテーブルのインデックスです。
o generation number is the generation number for the table
entry/slot
o 世代番号はテーブル項目/スロットへの世代番号です。
If the server boot time is less than the current server boot time, return NFS4ERR_FHEXPIRED. If slot is out of range, return NFS4ERR_BADHANDLE. If the generation number does not match, return NFS4ERR_FHEXPIRED.
サーバブート時間が現在のサーバブート時間以下であるなら、NFS4ERR_FHEXPIREDを返してください。 スロットが範囲から脱しているなら、NFS4ERR_BADHANDLEを返してください。 世代番号が合っていないなら、NFS4ERR_FHEXPIREDを返してください。
When the server reboots, the table is gone (it is volatile).
サーバがリブートされるとき、テーブルはありません(それは不安定です)。
If volatile bit is 0, then it is a persistent filehandle with a different structure following it.
揮発性のビットが0であるなら、それは異なった構造がそれに続いている永続的なfilehandleです。
4.3. Client Recovery from Filehandle Expiration
4.3. Filehandle満了からのクライアント回復
If possible, the client SHOULD recover from the receipt of an NFS4ERR_FHEXPIRED error. The client must take on additional responsibility so that it may prepare itself to recover from the expiration of a volatile filehandle. If the server returns persistent filehandles, the client does not need these additional steps.
できれば、クライアントSHOULDはNFS4ERR_FHEXPIRED誤りの領収書から回復します。 クライアントは、揮発性のfilehandleの満了から回復するために準備できるように追加責任を引き受けなければなりません。 サーバが永続的なfilehandlesを返すなら、クライアントはこれらの追加ステップを必要としません。
For volatile filehandles, most commonly the client will need to store the component names leading up to and including the file system object in question. With these names, the client should be able to recover by finding a filehandle in the name space that is still available or by starting at the root of the server's file system name space.
揮発性のfilehandlesのために、最も一般的に、クライアントは、問題のファイルシステム対象物を含めて先導というコンポーネント名を保存する必要があるでしょう。 これらの名前で、クライアントは、まだ利用可能な名前スペースでfilehandleを見つけるか、またはサーバのファイルシステム名の根でスペースを始めることによって、回復できるべきです。
Shepler, et al. Standards Track [Page 28] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[28ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
If the expired filehandle refers to an object that has been removed from the file system, obviously the client will not be able to recover from the expired filehandle.
満期のfilehandleがファイルシステムから取り除かれたオブジェクトについて言及すると、明らかに、クライアントは満期のfilehandleから回復できないでしょう。
It is also possible that the expired filehandle refers to a file that has been renamed. If the file was renamed by another client, again it is possible that the original client will not be able to recover. However, in the case that the client itself is renaming the file and the file is open, it is possible that the client may be able to recover. The client can determine the new path name based on the processing of the rename request. The client can then regenerate the new filehandle based on the new path name. The client could also use the compound operation mechanism to construct a set of operations like:
また、満期のfilehandleが改名されたファイルを示すのも、可能です。 ファイルが別のクライアントによって改名されたなら、一方、オリジナルのクライアントが回復できないのは、可能です。しかしながら、クライアント自身がファイルを改名していて、ファイルが開いていて. 缶が処理に基づく新しいパス名を決定するクライアントを回復するのがクライアントができるかもしれないのが可能である、要求を改名してください。 そして、クライアントは新しいパス名に基づく新しいfilehandleを作り直すことができます。 また、クライアントは、以下のように1セットの操作を構成するのに複合操作メカニズムを使用できました。
RENAME A B
LOOKUP B
GETFH
ルックアップB GETFHにBを改名してください。
5. File Attributes
5. ファイル属性
To meet the requirements of extensibility and increased interoperability with non-Unix platforms, attributes must be handled in a flexible manner. The NFS Version 3 fattr3 structure contains a fixed list of attributes that not all clients and servers are able to support or care about. The fattr3 structure can not be extended as new needs arise and it provides no way to indicate non-support. With the NFS Version 4 protocol, the client will be able to ask what attributes the server supports and will be able to request only those attributes in which it is interested.
非unixプラットホームで伸展性と増強された相互運用性に関する必要条件を満たすために、フレキシブルな態度で属性を扱わなければなりません。 NFSバージョン3fattr3構造はすべてのクライアントとどんなサーバもサポートしないで、心配することができない属性の固定リストを含んでいます。 新たな必要性が起こって、非サポートを示す方法を全く提供しないのに従って、fattr3構造を広げることができません。 NFSバージョン4プロトコルで、クライアントは、サーバがどんな属性をサポートするかを尋ねることができて、それが興味を持っているそれらの属性だけを要求できるでしょう。
To this end, attributes will be divided into three groups: mandatory, recommended, and named. Both mandatory and recommended attributes are supported in the NFS version 4 protocol by a specific and well- defined encoding and are identified by number. They are requested by setting a bit in the bit vector sent in the GETATTR request; the server response includes a bit vector to list what attributes were returned in the response. New mandatory or recommended attributes may be added to the NFS protocol between major revisions by publishing a standards-track RFC which allocates a new attribute number value and defines the encoding for the attribute. See the section "Minor Versioning" for further discussion.
このために、属性は3つのグループに分割されるでしょう: 義務的で、お勧めで、命名されています。 義務的なものと同様にお勧めの属性は、NFSバージョン4プロトコルで特定の、そして、よく定義されたコード化でサポートされて、数によって特定されます。 それらはGETATTR要求で送られた噛み付いているベクトルで少しセットすることによって、要求されています。 サーバ応答は、属性が応答で返されたことを記載するためにベクトルを少し含んでいます。 新しい義務的であるかお勧めの属性は、新しい属性数の価値を割り当てて、属性のためのコード化を定義する標準化過程RFCを発行することによって、主要な改正の間のNFSプロトコルに追加されるかもしれません。 さらなる議論に関して「小さい方のVersioning」というセクションを見てください。
Named attributes are accessed by the new OPENATTR operation, which accesses a hidden directory of attributes associated with a file system object. OPENATTR takes a filehandle for the object and returns the filehandle for the attribute hierarchy. The filehandle for the named attributes is a directory object accessible by LOOKUP
新しいOPENATTR操作で命名された属性はアクセスされます。(それは、ファイルシステム対象物に関連している属性の隠されたディレクトリにアクセスします)。 OPENATTRはオブジェクトにfilehandleを取って、属性階層構造のためにfilehandleを返します。 命名された属性のためのfilehandleはLOOKUPがアクセスしやすいディレクトリオブジェクトです。
Shepler, et al. Standards Track [Page 29] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[29ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
or READDIR and contains files whose names represent the named attributes and whose data bytes are the value of the attribute. For example:
そして、または、READDIR、名前が命名された属性を表して、データ・バイトが属性の値であるファイルを含んでいます。 例えば:
LOOKUP "foo" ; look up file
GETATTR attrbits
OPENATTR ; access foo's named attributes
LOOKUP "x11icon" ; look up specific attribute
READ 0,4096 ; read stream of bytes
ルックアップ"foo"。 ファイルGETATTR attrbits OPENATTRを見上げてください。 アクセスfooは属性LOOKUP"x11icon"と命名されました。 特定の属性READ0、4096を見上げてください。 バイトのストリームを読んでください。
Named attributes are intended for data needed by applications rather than by an NFS client implementation. NFS implementors are strongly encouraged to define their new attributes as recommended attributes by bringing them to the IETF standards-track process.
命名された属性はNFSクライアント実装でというよりむしろアプリケーションで必要であるデータのために意図します。 IETF標準化過程プロセスにそれらを持って来るのによる属性が推薦されるので、NFS作成者が彼らの新しい属性を定義するよう強く奨励されます。
The set of attributes which are classified as mandatory is deliberately small since servers must do whatever it takes to support them. The recommended attributes may be unsupported; though a server should support as many as it can. Attributes are deemed mandatory if the data is both needed by a large number of clients and is not otherwise reasonably computable by the client when support is not provided on the server.
サーバがそれらをサポートするのに要することなら何でもしなければならないので、義務的であるとして分類される属性のセットは故意に小さいです。 お勧めの属性はサポートされないかもしれません。 サーバはできるだけ多くをサポートするべきですが。 サポートがサーバで提供されないとき、多くのクライアントがともに必要であり、そうでなければ、データが合理的に計算できないなら、属性は義務的であるとクライアントによって考えられます。
5.1. Mandatory Attributes
5.1. 義務的な属性
These MUST be supported by every NFS Version 4 client and server in order to ensure a minimum level of interoperability. The server must store and return these attributes and the client must be able to function with an attribute set limited to these attributes. With just the mandatory attributes some client functionality may be impaired or limited in some ways. A client may ask for any of these attributes to be returned by setting a bit in the GETATTR request and the server must return their value.
最低水準の相互運用性を確実にするためにあらゆるNFSバージョン4クライアントとサーバでこれらをサポートしなければなりません。 サーバは、これらの属性を保存して、返さなければなりません、そして、属性セットがこれらの属性に制限されている状態で、クライアントは機能できなければなりません。 まさしく義務的な属性で、何らかのクライアントの機能性が、ある点では損なわれるか、または制限されるかもしれません。 クライアントは、これらの属性のどれかがGETATTR要求に少しセットすることによって返されるように頼むかもしれません、そして、サーバはそれらの値を返さなければなりません。
5.2. Recommended Attributes
5.2. お勧めの属性
These attributes are understood well enough to warrant support in the NFS Version 4 protocol. However, they may not be supported on all clients and servers. A client may ask for any of these attributes to be returned by setting a bit in the GETATTR request but must handle the case where the server does not return them. A client may ask for the set of attributes the server supports and should not request attributes the server does not support. A server should be tolerant of requests for unsupported attributes and simply not return them rather than considering the request an error. It is expected that servers will support all attributes they comfortably can and only fail to support attributes which are difficult to support in their operating environments. A server should provide attributes whenever
これらの属性はNFSバージョン4プロトコルにおけるサポートを保証できるくらいよく理解されています。 しかしながら、それらはすべてのクライアントとサーバでサポートされないかもしれません。 クライアントは、これらの属性のどれかがGETATTR要求に少しセットすることによって返されるように頼むかもしれませんが、サーバがそれらを返さないケースを扱わなければなりません。 クライアントは、サーバがサポートする属性のセットを求めるかもしれなくて、サーバがサポートしない属性を要求するべきではありません。 サーバは、サポートされない属性を求める要求において許容性があって、要求が誤りであると考えるより絶対にむしろそれらを返すべきではありません。 サーバがそれらがゆったりサポートすることができるすべての属性をサポートして、彼らの操作環境でサポートするのが難しい属性はサポートするだけではないと予想されます。 サーバが属性を提供するべきである、いつ
Shepler, et al. Standards Track [Page 30] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[30ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
they don't have to "tell lies" to the client. For example, a file modification time should be either an accurate time or should not be supported by the server. This will not always be comfortable to clients but it seems that the client has a better ability to fabricate or construct an attribute or do without the attribute.
彼らはクライアントに「嘘をつく必要はありません」。 例えば、ファイル変更時間を正確な時間であるべきであるかサーバはサポートするべきではありません。これはいつもクライアントにとって快適になるというわけではないでしょうが、クライアントには属性なしで作るか、属性を構成するか、またはするより良い能力があるように思えます。
5.3. Named Attributes
5.3. 属性と命名されます。
These attributes are not supported by direct encoding in the NFS Version 4 protocol but are accessed by string names rather than numbers and correspond to an uninterpreted stream of bytes which are stored with the file system object. The name space for these attributes may be accessed by using the OPENATTR operation. The OPENATTR operation returns a filehandle for a virtual "attribute directory" and further perusal of the name space may be done using READDIR and LOOKUP operations on this filehandle. Named attributes may then be examined or changed by normal READ and WRITE and CREATE operations on the filehandles returned from READDIR and LOOKUP. Named attributes may have attributes.
これらの属性は、NFSバージョン4プロトコルにおけるダイレクトコード化でサポートされませんが、数よりむしろストリング名によってアクセスされて、ファイルシステム対象物で保存されるバイトの非解釈されたストリームに対応しています。 OPENATTR操作を使用することによって、これらの属性のための名前スペースはアクセスされるかもしれません。 OPENATTR操作は仮想の「属性ディレクトリ」のためにfilehandleを返します、そして、スペースという名前のさらなる熟読はこのfilehandleでREADDIRとLOOKUP操作を使用し終わるかもしれません。 次に、命名された属性は、正常なREADとWRITEが調べられるか、または変えられるかもしれません、そして、filehandlesにおけるCREATE操作はREADDIRとLOOKUPから戻りました。 命名された属性に、属性があるかもしれません。
It is recommended that servers support arbitrary named attributes. A client should not depend on the ability to store any named attributes in the server's file system. If a server does support named attributes, a client which is also able to handle them should be able to copy a file's data and meta-data with complete transparency from one location to another; this would imply that names allowed for regular directory entries are valid for named attribute names as well.
サーバが任意の命名された属性をサポートするのは、お勧めです。 クライアントはサーバのファイルシステムの属性といういずれも保存する能力に依存するべきではありません。 サーバが命名された属性をサポートするなら、また、それらを扱うことができるクライアントは完全な透明で1つの位置からもう1つの位置までファイルのデータとメタデータをコピーできるべきです。 これは、また、命名された属性名に、定期的なディレクトリエントリーに許容された名前が妥当であることを含意するでしょう。
Names of attributes will not be controlled by this document or other IETF standards track documents. See the section "IANA Considerations" for further discussion.
属性の名前はこのドキュメントか他のIETF標準化過程ドキュメントによって制御されないでしょう。 さらなる議論に関して「IANA問題」というセクションを見てください。
5.4. Mandatory Attributes - Definitions
5.4. 義務的な属性--定義
Name # DataType Access Description
___________________________________________________________________
supp_attr 0 bitmap READ The bit vector which
would retrieve all
mandatory and
recommended attributes
that are supported for
this object.
名前#データ型式アクセス記述___________________________________________________________________ このオブジェクトのためにサポートされるすべての義務的でお勧めの属性を検索する噛み付いているベクトルのsupp_attr0ビットマップREAD。
type 1 nfs4_ftype READ The type of the object
(file, directory,
symlink)
オブジェクトのタイプの1nfs4_ftype READをタイプしてください。(ファイル、ディレクトリ、symlink)
Shepler, et al. Standards Track [Page 31] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[31ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
fh_expire_type 2 uint32 READ Server uses this to
specify filehandle
expiration behavior to
the client. See the
section "Filehandles"
for additional
description.
fh_は期限が切れます。_タイプ2uint32 READ Serverは、クライアントへのfilehandle満了の振舞いを指定するのにこれを使用します。 追加記述に関して「Filehandles」というセクションを見てください。
change 3 uint64 READ A value created by the
server that the client
can use to determine
if file data,
directory contents or
attributes of the
object have been
modified. The server
may return the
object's time_modify
attribute for this
attribute's value but
only if the file
system object can not
be updated more
frequently than the
resolution of
time_modify.
クライアントがオブジェクトのファイルデータ、ディレクトリコンテンツまたは属性が変更されたかどうか決定するのに使用できるサーバによって作成された3uint64 READ A値を変えてください。 サーバは、この属性の値にもかかわらず、_が変更する時間の解決より頻繁にファイルシステム対象物をアップデートできるだけではないかどうかのために_が変更するオブジェクトの時間に属性を返すかもしれません。
size 4 uint64 R/W The size of the object
in bytes.
バイトで表現されるオブジェクトのサイズのサイズ4uint64 R/W。
link_support 5 boolean READ Does the object's file
system supports hard
links?
オブジェクトのファイルシステムがハードリンクをサポートするリンク_サポート5論理演算子READ Does?
symlink_support 6 boolean READ Does the object's file
system supports
symbolic links?
オブジェクトのファイルシステムがシンボリックリンクをサポートするsymlink_サポート6論理演算子READ Does?
named_attr 7 boolean READ Does this object have
named attributes?
このオブジェクトが属性と命名した命名された_attr7論理演算子READ Does?
fsid 8 fsid4 READ Unique file system
identifier for the
file system holding
this object. fsid
contains major and
minor components each
of which are uint64.
fsid8fsid4 READ Uniqueはこのオブジェクトを支えるファイルシステムのためにシステム識別子をファイルします。fsidはそれぞれそれのコンポーネントがuint64である少佐と未成年者を含みます。
Shepler, et al. Standards Track [Page 32] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[32ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
unique_handles 9 boolean READ Are two distinct
filehandles guaranteed
to refer to two
different file system
objects?
ユニークな_ハンドルの9論理演算子READ Are two異なったfilehandlesは、2個の異なったファイルシステム対象物について言及するのを保証しましたか?
lease_time 10 nfs_lease4 READ Duration of leases at
server in seconds.
秒にサーバで_リースの時間10nfs_lease4 READ Durationを賃貸してください。
rdattr_error 11 enum READ Error returned from
getattr during
readdir.
rdattr_誤り11enum READ Errorはreaddirの間、getattrから戻りました。
5.5. Recommended Attributes - Definitions
5.5. お勧めの属性--定義
Name # Data Type Access Description
_____________________________________________________________________
ACL 12 nfsace4<> R/W The access control
list for the object.
名前#データ型アクセス記述_____________________________________________________________________ ACL12nfsace4<>R/W、オブジェクトのためのアクセスコントロールリスト。
aclsupport 13 uint32 READ Indicates what types
of ACLs are supported
on the current file
system.
aclsupport13uint32 READ Indicates、ACLsのタイプが電流でサポートされることはシステムをファイルします。
archive 14 boolean R/W Whether or not this
file has been
archived since the
time of last
modification
(deprecated in favor
of time_backup).
最後の変更(時間_バックアップを支持して推奨しない)の時間以来このファイルではなく、アーカイブ14論理演算子R/W Whetherが格納されています。
cansettime 15 boolean READ Is the server able to
change the times for
a file system object
as specified in a
SETATTR operation?
SETATTR操作で指定されたファイルシステムのために回を変えることができるサーバが反対するcansettime15論理演算子READ Is?
case_insensitive 16 boolean READ Are filename
comparisons on this
file system case
insensitive?
_このファイルシステムの上で大文字と小文字を区別しない16の神経の鈍い論理演算子READ Areファイル名比較をケースに入れますか?
case_preserving 17 boolean READ Is filename case on
this file system
preserved?
このファイルシステムの上の17論理演算子READ Isファイル名ケースが保存したケース_保存?
Shepler, et al. Standards Track [Page 33] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[33ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
chown_restricted 18 boolean READ If TRUE, the server
will reject any
request to change
either the owner or
the group associated
with a file if the
caller is not a
privileged user (for
example, "root" in
Unix operating
environments or in NT
the "Take Ownership"
privilege)
chown_は18論理演算子READ If TRUEを制限して、サーバは訪問者が特権ユーザでないならファイルに関連している所有者かグループのどちらかを変えるというどんな要求も拒絶するでしょう。(例えば、Unix操作環境における「根」かNTの「所有権を取ってください」という特権)
filehandle 19 nfs4_fh READ The filehandle of
this object
(primarily for
readdir requests).
filehandle19nfs4_fh READ、このオブジェクト(主としてreaddir要求のための)のfilehandle。
fileid 20 uint64 READ A number uniquely
identifying the file
within the file
system.
ファイルシステムの中で唯一ファイルを特定するfileid20uint64 READ A番号。
files_avail 21 uint64 READ File slots available
to this user on the
file system
containing this
object - this should
be the smallest
relevant limit.
このユーザにとって、このオブジェクトを含むファイルシステムの上で利用可能なファイル_利益21uint64 READ Fileスロット--これは最も小さい関連限界であるべきです。
files_free 22 uint64 READ Free file slots on
the file system
containing this
object - this should
be the smallest
relevant limit.
_の有でない22uint64 READ Freeファイルがこのオブジェクトを含むファイルシステムの上で溝をつけるファイル--これは最も小さい関連限界であるべきです。
files_total 23 uint64 READ Total file slots on
the file system
containing this
object.
_の総23uint64 READ Totalファイルがこれを含むファイルシステムの上で溝をつけるファイルは反対します。
Shepler, et al. Standards Track [Page 34] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[34ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
fs_locations 24 fs_locations READ Locations where this
file system may be
found. If the server
returns NFS4ERR_MOVED
as an error, this
attribute must be
supported.
このファイルシステムが見つけられるかもしれないfs_位置24のfs_位置のREAD Locations。 サーバが誤りとしてNFS4ERR_MOVEDを返すなら、この属性をサポートしなければなりません。
hidden 25 boolean R/W Is file considered
hidden with respect
to the WIN32 API?
WIN32 APIに関して隠されると考えられた隠された25論理演算子R/W Isファイル?
homogeneous 26 boolean READ Whether or not this
object's file system
is homogeneous, i.e.
are per file system
attributes the same
for all file system's
objects.
このオブジェクトのファイルシステムではなく、均質の26論理演算子READ Whetherが均質です、すなわち、同じくらいはファイルシステム属性あたりすべてのファイルシステムのオブジェクトのためのものですか?
maxfilesize 27 uint64 READ Maximum supported
file size for the
file system of this
object.
maxfilesizeする、27 uint64 READ Maximumはこのオブジェクトのファイルシステムのためにファイルサイズをサポートしました。
maxlink 28 uint32 READ Maximum number of
links for this
object.
このオブジェクトのためのリンクのmaxlink28uint32 READ Maximum番号。
maxname 29 uint32 READ Maximum filename size
supported for this
object.
このオブジェクトのためにサポートされたmaxname29uint32 READ Maximumファイル名サイズ。
maxread 30 uint64 READ Maximum read size
supported for this
object.
maxread30uint64 READ Maximumはこのオブジェクトのためにサポートされたサイズを読みます。
maxwrite 31 uint64 READ Maximum write size
supported for this
object. This
attribute SHOULD be
supported if the file
is writable. Lack of
this attribute can
lead to the client
either wasting
maxwrite31uint64 READ Maximumはこのオブジェクトのためにサポートされたサイズを書きます。 これはSHOULDを結果と考えます。ファイルが書き込み可能であるなら、サポートされます。 この属性の不足はどちらかのむだになることをクライアントに導くことができます。
Shepler, et al. Standards Track [Page 35] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[35ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
bandwidth or not
receiving the best
performance.
帯域幅か最も良い性能を受け取らないこと。
mimetype 32 utf8<> R/W MIME body
type/subtype of this
object.
このオブジェクトのmimetype32utf8<>R/W MIMEボディータイプ/「副-タイプ」。
mode 33 mode4 R/W Unix-style permission
bits for this object
(deprecated in favor
of ACLs)
モード33mode4R/Wはこのオブジェクトのための許可ビットをUnix流行に合わせます。(ACLsを支持して推奨しない)です。
no_trunc 34 boolean READ If a name longer than
name_max is used,
will an error be
returned or will the
name be truncated?
_名前_より長い名前が最大限にするtrunc34論理演算子READ Ifが使用されていますか、誤りが返されるでしょうか、または名前は先端を切られないでしょうか?
numlinks 35 uint32 READ Number of hard links
to this object.
これへのハードリンクのnumlinks35uint32 READ Numberは反対します。
owner 36 utf8<> R/W The string name of
the owner of this
object.
ストリングがこの所有者について命名する所有者36utf8<>R/Wは反対します。
owner_group 37 utf8<> R/W The string name of
the group ownership
of this object.
ストリングが命名するこのオブジェクトのグループ所有権の所有者_グループ37utf8<>R/W。
quota_avail_hard 38 uint64 READ For definition see
"Quota Attributes"
section below.
割当て_利益_困難な38uint64 READ For定義は下の「割当て属性」セクションを見ます。
quota_avail_soft 39 uint64 READ For definition see
"Quota Attributes"
section below.
割当て_利益_柔らかい39uint64 READ For定義は下の「割当て属性」セクションを見ます。
quota_used 40 uint64 READ For definition see
"Quota Attributes"
section below.
割当て_の中古の40uint64 READ For定義は下の「割当て属性」セクションを見ます。
rawdev 41 specdata4 READ Raw device
identifier. Unix
device major/minor
node information.
rawdev41specdata4 READ Rawデバイス識別子。 unixのデバイスの主要であるか小さい方のノード情報。
Shepler, et al. Standards Track [Page 36] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[36ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
space_avail 42 uint64 READ Disk space in bytes
available to this
user on the file
system containing
this object - this
should be the
smallest relevant
limit.
このユーザにとって、このオブジェクトを含むファイルシステムの上で有効なバイトによるスペース_利益42uint64 READ Diskスペース--これは最も小さい関連限界であるべきです。
space_free 43 uint64 READ Free disk space in
bytes on the file
system containing
this object - this
should be the
smallest relevant
limit.
このオブジェクトを含むファイルシステムの上のバイトで表現されるスペースの_の自由な43uint64 READ Free椎間腔--これは最も小さい関連限界であるべきです。
space_total 44 uint64 READ Total disk space in
bytes on the file
system containing
this object.
このオブジェクトを含むファイルシステムの上のバイトで表現されるスペース_合計44uint64 READ Total椎間腔。
space_used 45 uint64 READ Number of file system
bytes allocated to
this object.
スペース_はこのオブジェクトに割り当てられたファイルシステムバイトの45uint64 READ Numberを使用しました。
system 46 boolean R/W Is this file a system
file with respect to
the WIN32 API?
システム46論理演算子R/W IsはWIN32 API?に関するこのファイルaシステムファイルです。
time_access 47 nfstime4 READ The time of last
access to the object.
オブジェクトへの最後のアクセスの時間の時間_アクセス47nfstime4 READ。
time_access_set 48 settime4 WRITE Set the time of last
access to the object.
SETATTR use only.
時間_アクセス_は最後のアクセスの時に48settime4 WRITE Setをオブジェクトに設定しました。 SETATTR使用専用。
time_backup 49 nfstime4 R/W The time of last
backup of the object.
時間_は最終時間がバックアップをとるオブジェクトの49nfstime4 R/Wのバックアップをとります。
time_create 50 nfstime4 R/W The time of creation
of the object. This
attribute does not
have any relation to
the traditional Unix
file attribute
"ctime" or "change
time".
時間_は50nfstime4 R/Wを作成します。オブジェクトの創案の時間。 この属性に、"ctime"か「変化時間」という伝統的なUnixファイル属性との少しの関係もありません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 37] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[37ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
time_delta 51 nfstime4 READ Smallest useful
server time
granularity.
時間_デルタ51のnfstime4 READ Smallestの役に立つサーバ時間粒状。
time_metadata 52 nfstime4 R/W The time of last
meta-data
modification of the
object.
オブジェクトの最後のメタデータ変更の時間の時間_メタデータ52nfstime4 R/W。
time_modify 53 nfstime4 READ The time of last
modification to the
object.
時間_はオブジェクトへの最後の変更の時に53nfstime4 READを変更します。
time_modify_set 54 settime4 WRITE Set the time of last
modification to the
object. SETATTR use
only.
時間_はオブジェクトへの最後の変更の時に_セット54settime4 WRITE Setを変更します。 SETATTR使用専用。
5.6. Interpreting owner and owner_group
5.6. 所有者と所有者_グループを解釈します。
The recommended attributes "owner" and "owner_group" are represented in terms of a UTF-8 string. To avoid a representation that is tied to a particular underlying implementation at the client or server, the use of the UTF-8 string has been chosen. Note that section 6.1 of [RFC2624] provides additional rationale. It is expected that the client and server will have their own local representation of owner and owner_group that is used for local storage or presentation to the end user. Therefore, it is expected that when these attributes are transferred between the client and server that the local representation is translated to a syntax of the form "user@dns_domain". This will allow for a client and server that do not use the same local representation the ability to translate to a common syntax that can be interpreted by both.
お勧めの属性「所有者」と「所有者_グループ」はUTF-8ストリングで表されます。 クライアントかサーバで特定の基本的な実装に結ばれる表現を避けるために、UTF-8ストリングの使用は選ばれました。 [RFC2624]のセクション6.1が追加原理を提供することに注意してください。 クライアントとサーバには所有者と地方のストレージかプレゼンテーションのためにエンドユーザに慣れている所有者_グループの地元の代理があると予想されます。 したがって、ローカルの表現がフォーム" user@dns_domain "の構文に翻訳されるのによるこれらの属性であるときに、予想されて、クライアントとサーバの間にそれを移すということです。 これは同じローカルの表現を使用しないクライアントとサーバのために両方で解釈できる一般的な構文に翻訳する能力を許容するでしょう。
The translation is not specified as part of the protocol. This allows various solutions to be employed. For example, a local translation table may be consulted that maps between a numeric id to the user@dns_domain syntax. A name service may also be used to accomplish the translation. The "dns_domain" portion of the owner string is meant to be a DNS domain name. For example, user@ietf.org.
翻訳はプロトコルの一部として指定されません。 これは、様々なソリューションが使われるのを許容します。 例えば、数値の間で user@dns_domain 構文にイドを写像するローカルの変換テーブルは相談されるかもしれません。 また、名前サービスは、翻訳を実行するのに利用されるかもしれません。 所有者ストリングの「dns_ドメイン」一部がDNSドメイン名であることが意味されます。 例えば、 user@ietf.org 。
In the case where there is no translation available to the client or server, the attribute value must be constructed without the "@". Therefore, the absence of the @ from the owner or owner_group attribute signifies that no translation was available and the receiver of the attribute should not place any special meaning with
クライアントかサーバに利用可能などんな翻訳もない場合では、"@"なしで属性値を構成しなければなりません。 したがって、所有者か所有者_グループ属性からの@の不在は、どんな翻訳も利用可能でなかったのを意味します、そして、属性の受信機は少しの特別な意味も置くはずがありません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 38] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[38ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
the attribute value. Even though the attribute value can not be translated, it may still be useful. In the case of a client, the attribute string may be used for local display of ownership.
属性値。 属性値を翻訳できませんが、それはまだ役に立っているかもしれません。 クライアントの場合では、属性ストリングは所有権の地方のディスプレイに使用されるかもしれません。
5.7. Character Case Attributes
5.7. キャラクターケース属性
With respect to the case_insensitive and case_preserving attributes, each UCS-4 character (which UTF-8 encodes) has a "long descriptive name" [RFC1345] which may or may not included the word "CAPITAL" or "SMALL". The presence of SMALL or CAPITAL allows an NFS server to implement unambiguous and efficient table driven mappings for case insensitive comparisons, and non-case-preserving storage. For general character handling and internationalization issues, see the section "Internationalization".
属性、キャラクタ(どのUTF-8エンコード)が持っている各UCS-4を保存するケース_神経の鈍い、そして、ケース_に関して、そうするかもしれない「長い描写的である名前」[RFC1345]は「首都」という言葉を含んでいたか、「小さい。」 SMALLかCAPITALの存在はNFSサーバに大文字と小文字を区別しない比較、およびケースを保存しないストレージのための駆動マッピングを明白で効率的なテーブルに実装させます。 一般的なキャラクタ取り扱いと国際化問題に関しては、「国際化」というセクションを見てください。
5.8. Quota Attributes
5.8. 割当て属性
For the attributes related to file system quotas, the following definitions apply:
ファイルシステム割当てに関連する属性のために、以下の定義は申し込まれます:
quota_avail_soft
The value in bytes which represents the amount of additional
disk space that can be allocated to this file or directory
before the user may reasonably be warned. It is understood
that this space may be consumed by allocations to other files
or directories though there is a rule as to which other files
or directories.
割当て_は柔らかい状態で_の役に立ちます。ユーザの前にこのファイルかディレクトリに割り当てることができる追加椎間腔の量を表すバイトで表現される値は合理的に警告されるかもしれません。 どの他のファイルかディレクトリに関して規則があるか、しかし、このスペースが他のファイルかディレクトリへの配分で消費されるかもしれないのが理解されています。
quota_avail_hard
The value in bytes which represent the amount of additional
disk space beyond the current allocation that can be allocated
to this file or directory before further allocations will be
refused. It is understood that this space may be consumed by
allocations to other files or directories.
割当て_は_一生懸命さらなる配分が拒否される前にこのファイルかディレクトリに割り当てることができる現在の配分で追加椎間腔の量を表すバイトで表現される値の役に立ちます。 このスペースが他のファイルかディレクトリへの配分で消費されるかもしれないのが理解されています。
quota_used
The value in bytes which represent the amount of disc space
used by this file or directory and possibly a number of other
similar files or directories, where the set of "similar" meets
at least the criterion that allocating space to any file or
directory in the set will reduce the "quota_avail_hard" of
every other file or directory in the set.
割当て_はことによると多くのこのファイルかディレクトリによって使用されるディスクスペースの量と他の同様のファイルかディレクトリを表すバイトで値を使用して、「同様」のセットが少なくとも割り当てがどんなファイルやディレクトリにも区切る評価基準を満たすところでセットでは、「割当て_は_一生懸命役に立つこと」が減少しているでしょう。セットにおけるあらゆる他のファイルかディレクトリについて。
Note that there may be a number of distinct but overlapping
sets of files or directories for which a quota_used value is
maintained. E.g. "all files with a given owner", "all files
with a given group owner". etc.
_の中古の割当て価値が維持されるファイルか多くの異なりましたが、重なっているディレクトリがあるかもしれないことに注意してください。 例えば 「与えられた所有者とのすべてのファイル」は. などを「与えられたグループの所有者と共にすべてファイルします」。
Shepler, et al. Standards Track [Page 39] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[39ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
The server is at liberty to choose any of those sets but should
do so in a repeatable way. The rule may be configured per-
filesystem or may be "choose the set with the smallest quota".
サーバは、それらのセットのどれかを選ぶのにおいて自由ですが、そう反復可能方法でするべきです。 規則が構成されるかもしれない、-、ファイルシステム、「最もわずかな割当てがあるセットを選んでください」はそうです。
5.9. Access Control Lists
5.9. アクセスコントロールリスト
The NFS ACL attribute is an array of access control entries (ACE). There are various access control entry types. The server is able to communicate which ACE types are supported by returning the appropriate value within the aclsupport attribute. The types of ACEs are defined as follows:
NFS ACL属性はアクセス制御エントリー(ACE)の配列です。 様々なアクセス制御エントリータイプがあります。 サーバは、どのACEタイプがaclsupport属性の中で適切な値を返すことによってサポートされるかを伝えることができます。 ACEのタイプは以下の通り定義されます:
Type Description
_____________________________________________________
ALLOW Explicitly grants the access defined in
acemask4 to the file or directory.
型記述_____________________________________________________ ALLOW Explicitlyはacemask4でファイルかディレクトリと定義されたアクセスを承諾します。
DENY Explicitly denies the access defined in
acemask4 to the file or directory.
DENY Explicitlyはacemask4でファイルかディレクトリと定義されたアクセスを拒絶します。
AUDIT LOG (system dependent) any access
attempt to a file or directory which
uses any of the access methods specified
in acemask4.
AUDIT LOGの(システムに依存する)のいずれもacemask4で指定されたアクセス法のいずれも使用するファイルかディレクトリに試みにアクセスします。
ALARM Generate a system ALARM (system
dependent) when any access attempt is
made to a file or directory for the
access methods specified in acemask4.
どんなアクセス試みもアクセス法のためのファイルかディレクトリにするとき、ALARM Generate aシステムALARM(システムに依存する)はacemask4で指定しました。
The NFS ACE attribute is defined as follows:
NFS ACE属性は以下の通り定義されます:
typedef uint32_t acetype4; typedef uint32_t aceflag4; typedef uint32_t acemask4;
typedef uint32_t acetype4。 typedef uint32_t aceflag4。 typedef uint32_t acemask4。
struct nfsace4 {
acetype4 type;
aceflag4 flag;
acemask4 access_mask;
utf8string who;
};
struct nfsace4、acetype4タイプ; aceflag4旗; acemask4アクセス_マスク; utf8string、だれであるか、。
To determine if an ACCESS or OPEN request succeeds each nfsace4 entry is processed in order by the server. Only ACEs which have a "who" that matches the requester are considered. Each ACE is processed until all of the bits of the requester's access have been ALLOWED. Once a bit (see below) has been ALLOWED by an ACCESS_ALLOWED_ACE, it
要求がACCESSかオープンであるならそれぞれのnfsace4エントリーを引き継ぐことを決定するのがサーバによって整然とした状態で処理されます。リクエスタに合っている「人」を持っているACEだけが考えられます。 各ACEは優にリクエスタのアクセスのビットがALLOWEDになるまで処理されます。 かつて、しばらく(以下を見る)がACCESS_ALLOWED_ACEによるALLOWEDである、それ
Shepler, et al. Standards Track [Page 40] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[40ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
is no longer considered in the processing of later ACEs. If an ACCESS_DENIED_ACE is encountered where the requester's mode still has unALLOWED bits in common with the "access_mask" of the ACE, the request is denied.
もう後のACEの処理で考えられません。 ACCESS_DENIED_ACEがリクエスタのモードがまだACEの「アクセス_マスク」と共用してunALLOWEDビットを持っているところで遭遇するなら、要求は否定されます。
The bitmask constants used to represent the above definitions within the aclsupport attribute are as follows:
aclsupport属性の中に上の定義を表すのに使用されるビットマスク定数は以下の通りです:
const ACL4_SUPPORT_ALLOW_ACL = 0x00000001; const ACL4_SUPPORT_DENY_ACL = 0x00000002; const ACL4_SUPPORT_AUDIT_ACL = 0x00000004; const ACL4_SUPPORT_ALARM_ACL = 0x00000008;
const ACL4_SUPPORT_ALLOW_ACL=0x00000001。 const ACL4_SUPPORT_DENY_ACL=0x00000002。 const ACL4_SUPPORT_AUDIT_ACL=0x00000004。 const ACL4_SUPPORT_ALARM_ACL=0x00000008。
5.9.1. ACE type
5.9.1. ACEタイプ
The semantics of the "type" field follow the descriptions provided above.
「タイプ」分野の意味論は上に提供された記述に続きます。
The bitmask constants used for the type field are as follows:
タイプ分野に使用されるビットマスク定数は以下の通りです:
const ACE4_ACCESS_ALLOWED_ACE_TYPE = 0x00000000; const ACE4_ACCESS_DENIED_ACE_TYPE = 0x00000001; const ACE4_SYSTEM_AUDIT_ACE_TYPE = 0x00000002; const ACE4_SYSTEM_ALARM_ACE_TYPE = 0x00000003;
const ACE4_ACCESS_ALLOWED_ACE_TYPE=0x00000000。 const ACE4_ACCESS_DENIED_ACE_TYPE=0x00000001。 const ACE4_SYSTEM_AUDIT_ACE_TYPE=0x00000002。 const ACE4_SYSTEM_ALARM_ACE_TYPE=0x00000003。
5.9.2. ACE flag
5.9.2. ACE旗
The "flag" field contains values based on the following descriptions.
「旗」分野は以下の記述に基づく値を含んでいます。
ACE4_FILE_INHERIT_ACE
ACE4_ファイル_は_ACEを引き継ぎます。
Can be placed on a directory and indicates that this ACE should be added to each new non-directory file created.
ディレクトリに置くことができて、このACEが作成されたそれぞれの新しい非ディレクトリファイルに追加されるべきであるのを示します。
ACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACE
ACE4_ディレクトリ_は_ACEを引き継ぎます。
Can be placed on a directory and indicates that this ACE should be added to each new directory created.
ディレクトリに置くことができて、このACEが作成されたそれぞれの新しいディレクトリに追加されるべきであるのを示します。
ACE4_INHERIT_ONLY_ACE
ACE4_は__ACEだけを引き継ぎます。
Can be placed on a directory but does not apply to the directory, only to newly created files/directories as specified by the above two flags.
ディレクトリに置かれますが、ディレクトリに適用できません、指定されるとしての上の2個の旗による新たに作成されたファイル/ディレクトリだけに。
ACE4_NO_PROPAGATE_INHERIT_ACE
ACE4_いいえ、_が_を伝播する、_ACEを引き継いでください。
Shepler, et al. Standards Track [Page 41] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[41ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
Can be placed on a directory. Normally when a new directory is created and an ACE exists on the parent directory which is marked ACL4_DIRECTORY_INHERIT_ACE, two ACEs are placed on the new directory. One for the directory itself and one which is an inheritable ACE for newly created directories. This flag tells the server to not place an ACE on the newly created directory which is inheritable by subdirectories of the created directory.
ディレクトリに置くことができます。 新しいディレクトリが作成されて、ACEがACL4_ディレクトリ_INHERIT_ACEであるとマークされる親ディレクトリの上に存在するとき、通常、2つのACEが新しいディレクトリに関して課されます。 ディレクトリのためのもの自体と新たに作成されたディレクトリのための相続可能なACEであるもの。 この旗は、作成されたディレクトリに関するサブディレクトリで相続可能な新たに作成されたディレクトリに関してACEを課さないようにサーバに言います。
ACE4_SUCCESSFUL_ACCESS_ACE_FLAG
ACE4の_のうまくいっている_アクセス_ACE_旗
ACL4_FAILED_ACCESS_ACE_FLAG
失敗した_アクセス_ACE_が旗を揚げさせるACL4_
Both indicate for AUDIT and ALARM which state to log the event. On every ACCESS or OPEN call which occurs on a file or directory which has an ACL that is of type ACE4_SYSTEM_AUDIT_ACE_TYPE or ACE4_SYSTEM_ALARM_ACE_TYPE, the attempted access is compared to the ace4mask of these ACLs. If the access is a subset of ace4mask and the identifier match, an AUDIT trail or an ALARM is generated. By default this happens regardless of the success or failure of the ACCESS or OPEN call.
両方がAUDITとALARMのためにイベントを登録するどの状態を示すか。 あらゆるACCESSかタイプの_ACE4_SYSTEM_AUDIT_ACE TYPEか_ACE4_SYSTEM_ALARM_ACE TYPEにはあるACLを持っているファイルかディレクトリの上に現れるオープン呼び出しのときに、試みられたアクセスはこれらのACLsのace4maskと比較されます。 アクセスがace4maskの部分集合と識別子マッチであるなら、AUDIT道かALARMが発生しています。 デフォルトで、これはACCESSかオープン呼び出しの成否にかかわらず起こります。
The flag ACE4_SUCCESSFUL_ACCESS_ACE_FLAG only produces the AUDIT or ALARM if the ACCESS or OPEN call is successful. The ACE4_FAILED_ACCESS_ACE_FLAG causes the ALARM or AUDIT if the ACCESS or OPEN call fails.
旗のACE4_SUCCESSFUL_ACCESS_ACE_FLAGがAUDITを生産するだけですか、またはACCESSかオープンが呼ぶなら、ALARMはうまくいっています。 ACCESSかオープンが呼ぶなら、FLAGがALARMかAUDITを引き起こすACE4_FAILED_ACCESS_ACE_は失敗します。
ACE4_IDENTIFIER_GROUP
ACE4_識別子_グループ
Indicates that the "who" refers to a GROUP as defined under Unix.
Unixの下で定義されるように「だれ」がGROUPを示すかを示します。
The bitmask constants used for the flag field are as follows:
旗の分野に使用されるビットマスク定数は以下の通りです:
const ACE4_FILE_INHERIT_ACE = 0x00000001; const ACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACE = 0x00000002; const ACE4_NO_PROPAGATE_INHERIT_ACE = 0x00000004; const ACE4_INHERIT_ONLY_ACE = 0x00000008; const ACE4_SUCCESSFUL_ACCESS_ACE_FLAG = 0x00000010; const ACE4_FAILED_ACCESS_ACE_FLAG = 0x00000020; const ACE4_IDENTIFIER_GROUP = 0x00000040;
const ACE4_FILE_INHERIT_ACE=0×00000001。 const ACE4_ディレクトリ_INHERIT_ACE=0×00000002。 const ACE4_いいえ、_PROPAGATE_INHERIT_ACE=0×00000004。 const ACE4_INHERIT、__ACEだけ=0×00000008。 const ACE4_SUCCESSFUL_ACCESS_ACE_FLAG=0x00000010。 const ACE4_FAILED_ACCESS_ACE_FLAG=0x00000020。 const ACE4_IDENTIFIER_GROUP=0x00000040。
Shepler, et al. Standards Track [Page 42] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[42ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
5.9.3. ACE Access Mask
5.9.3. ACEアクセスマスク
The access_mask field contains values based on the following:
アクセス_マスク分野は以下に基づく値を含んでいます:
Access Description
_______________________________________________________________
READ_DATA Permission to read the data of the file
LIST_DIRECTORY Permission to list the contents of a
directory
WRITE_DATA Permission to modify the file's data
ADD_FILE Permission to add a new file to a
directory
APPEND_DATA Permission to append data to a file
ADD_SUBDIRECTORY Permission to create a subdirectory to a
directory
READ_NAMED_ATTRS Permission to read the named attributes
of a file
WRITE_NAMED_ATTRS Permission to write the named attributes
of a file
EXECUTE Permission to execute a file
DELETE_CHILD Permission to delete a file or directory
within a directory
READ_ATTRIBUTES The ability to read basic attributes
(non-acls) of a file
WRITE_ATTRIBUTES Permission to change basic attributes
(non-acls) of a file
アクセス記述_______________________________________________________________ 読むためにディレクトリREAD_NAMED_ATTRS Permissionにサブディレクトリを作成するためにファイルADD_SUBDIRECTORY Permissionにデータを追加するためにディレクトリAPPEND_DATA Permissionに新しいファイルを加えるようにファイルのデータADD_FILE Permissionを変更するためにディレクトリWRITE_DATA Permissionのコンテンツを記載するためにファイルLIST_ディレクトリPermissionに関するデータを読むREAD_DATA Permission; 命名された属性、aディレクトリREAD_ATTRIBUTESの中でファイルかディレクトリを削除するためにファイルDELETE_CHILD Permissionを実行するためにファイルEXECUTE Permissionの名前付の属性を書くファイルWRITE_NAMED_ATTRS Permissionでは、aの基本的な属性(非acls)を変えるために、ファイルWRITE_ATTRIBUTES Permissionの基本的な属性(非acls)を読む能力はファイルされます。
DELETE Permission to Delete the file
READ_ACL Permission to Read the ACL
WRITE_ACL Permission to Write the ACL
WRITE_OWNER Permission to change the owner
SYNCHRONIZE Permission to access file locally at the
server with synchronous reads and writes
同期でサーバで局所的にファイルにアクセスするために所有者SYNCHRONIZE Permissionを変えるWrite ACL WRITE_OWNER PermissionへのRead ACL WRITE_ACL PermissionへのDeleteファイルREAD_ACL PermissionへのDELETE Permissionは読んで、書きます。
The bitmask constants used for the access mask field are as follows:
アクセスマスク分野に使用されるビットマスク定数は以下の通りです:
const ACE4_READ_DATA = 0x00000001; const ACE4_LIST_DIRECTORY = 0x00000001; const ACE4_WRITE_DATA = 0x00000002; const ACE4_ADD_FILE = 0x00000002; const ACE4_APPEND_DATA = 0x00000004; const ACE4_ADD_SUBDIRECTORY = 0x00000004; const ACE4_READ_NAMED_ATTRS = 0x00000008; const ACE4_WRITE_NAMED_ATTRS = 0x00000010; const ACE4_EXECUTE = 0x00000020; const ACE4_DELETE_CHILD = 0x00000040; const ACE4_READ_ATTRIBUTES = 0x00000080; const ACE4_WRITE_ATTRIBUTES = 0x00000100;
const ACE4_READ_DATA=0x00000001。 const ACE4_LIST_ディレクトリ=0×00000001。 const ACE4_WRITE_DATA=0x00000002。 const ACE4_ADD_FILE=0x00000002。 const ACE4_APPEND_DATA=0x00000004。 const ACE4_ADD_SUBDIRECTORY=0x00000004。 const ACE4_READ_NAMED_ATTRS=0x00000008。 const ACE4_WRITE_NAMED_ATTRS=0x00000010。 const ACE4_EXECUTE=0x00000020。 const ACE4_DELETE_CHILD=0x00000040。 const ACE4_READ_ATTRIBUTES=0x00000080。 const ACE4_WRITE_ATTRIBUTES=0x00000100。
Shepler, et al. Standards Track [Page 43] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[43ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
const ACE4_DELETE = 0x00010000; const ACE4_READ_ACL = 0x00020000; const ACE4_WRITE_ACL = 0x00040000; const ACE4_WRITE_OWNER = 0x00080000; const ACE4_SYNCHRONIZE = 0x00100000;
const ACE4_DELETE=0x00010000。 const ACE4_READ_ACL=0x00020000。 const ACE4_WRITE_ACL=0x00040000。 const ACE4_WRITE_OWNER=0x00080000。 const ACE4_SYNCHRONIZE=0x00100000。
5.9.4. ACE who
5.9.4. ACE、だれ
There are several special identifiers ("who") which need to be
understood universally. Some of these identifiers cannot be
understood when an NFS client accesses the server, but have meaning
when a local process accesses the file. The ability to display and
modify these permissions is permitted over NFS.
一般に理解される必要があるいくつかの特別な識別子(「だれ」)があるか。 NFSクライアントがサーバにアクセスするとき、これらの識別子のいくつかを理解できませんが、地方のプロセスがファイルにアクセスするときには意味を持ってください。 これらの許容を表示して、変更する能力はNFSの上で受入れられます。
Who Description
_______________________________________________________________
"OWNER" The owner of the file.
"GROUP" The group associated with the file.
"EVERYONE" The world.
"INTERACTIVE" Accessed from an interactive terminal.
"NETWORK" Accessed via the network.
"DIALUP" Accessed as a dialup user to the server.
"BATCH" Accessed from a batch job.
"ANONYMOUS" Accessed without any authentication.
"AUTHENTICATED" Any authenticated user (opposite of
ANONYMOUS)
"SERVICE" Access from a system service.
だれ、記述_______________________________________________________________ ファイルの所有者の"OWNER"。 「GROUP、」 グループはファイルと交際しました。 「EVERYONE、」 世界。 会話型端末装置からの"INTERACTIVE"Accessed。 ネットワークを通した"NETWORK"Accessed。 . 「バッチ」がバッチ・ジョブからアクセスしたサーバへのダイアルアップユーザとしての"DIALUP"Accessed。 少しも認証のない「更生会」Accessed。 "AUTHENTICATED"Anyはシステムサービスからユーザ(更生会の反対側)「サービス」アクセスを認証しました。
To avoid conflict, these special identifiers are distinguish by an appended "@" and should appear in the form "xxxx@" (note: no domain name after the "@"). For example: ANONYMOUS@.
闘争を避けるために、これらの特別な識別子は追加された"@"で区別して、フォーム「xxxx@」(注意: "@"の後のドメイン名がない)に現れるべきであるということです。 例えば: 匿名の@。
6. File System Migration and Replication
6. ファイルシステム移行と模写
With the use of the recommended attribute "fs_locations", the NFS version 4 server has a method of providing file system migration or replication services. For the purposes of migration and replication, a file system will be defined as all files that share a given fsid (both major and minor values are the same).
お勧めの属性「fs_位置」の使用によって、NFSバージョン4サーバには、ファイルシステム移行か復元サービスを提供するメソッドがあります。 移行と模写の目的のために、ファイルシステムは与えられたfsidを共有するすべてのファイルと定義されるでしょう(主要なものと同様に小さい方の値は同じです)。
The fs_locations attribute provides a list of file system locations. These locations are specified by providing the server name (either DNS domain or IP address) and the path name representing the root of the file system. Depending on the type of service being provided, the list will provide a new location or a set of alternate locations for the file system. The client will use this information to redirect its requests to the new server.
fs_位置の属性はファイルのシステム位置のリストを提供します。 これらの位置は、サーバー名(DNSドメインかIPアドレスのどちらか)とファイルシステムのルートを表すパス名を提供することによって、指定されます。 提供されるサービスのタイプに頼っていて、リストは新しい位置か代替の位置のセットをファイルシステムに供給するでしょう。 クライアントは、新しいサーバに要求を向け直すのにこの情報を使用するでしょう。
Shepler, et al. Standards Track [Page 44] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[44ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
6.1. Replication
6.1. 模写
It is expected that file system replication will be used in the case of read-only data. Typically, the file system will be replicated on two or more servers. The fs_locations attribute will provide the list of these locations to the client. On first access of the file system, the client should obtain the value of the fs_locations attribute. If, in the future, the client finds the server unresponsive, the client may attempt to use another server specified by fs_locations.
ファイルシステム模写が書き込み禁止データの場合に使用されると予想されます。 通常、ファイルシステムは2つ以上のサーバで模写されるでしょう。 fs_位置の属性はこれらの位置のリストをクライアントに提供するでしょう。 最初に、ファイルシステムのアクセスのときに、クライアントはfs_位置の属性の値を得るべきです。 クライアントが将来サーバ無反応を見つけるなら、クライアントは、fs_位置によって指定された別のサーバを使用するのを試みるかもしれません。
If applicable, the client must take the appropriate steps to recover valid filehandles from the new server. This is described in more detail in the following sections.
適切であるなら、クライアントは、有効なfilehandlesを新しいサーバから取り戻すために善処しなければなりません。これはさらに詳細に以下のセクションで説明されます。
6.2. Migration
6.2. 移行
File system migration is used to move a file system from one server to another. Migration is typically used for a file system that is writable and has a single copy. The expected use of migration is for load balancing or general resource reallocation. The protocol does not specify how the file system will be moved between servers. This server-to-server transfer mechanism is left to the server implementor. However, the method used to communicate the migration event between client and server is specified here.
ファイルシステム移行は、1つのサーバから別のものへファイルシステムを移すのに使用されます。 移行は、書き込み可能なファイルシステムに通常使用されて、ただ一つのコピーを持っています。 移行の予想された使用はロードバランシングか一般的なリソース再配分のためのものです。 プロトコルはファイルシステムがどうサーバの間に動かされるかを指定しません。 サーバからサーバへのこのトランスファ・メカニズムはサーバ作成者に任せます。 しかしながら、クライアントとサーバの間の移行イベントを伝えるのに使用されるメソッドはここで指定されます。
Once the servers participating in the migration have completed the move of the file system, the error NFS4ERR_MOVED will be returned for subsequent requests received by the original server. The NFS4ERR_MOVED error is returned for all operations except GETATTR. Upon receiving the NFS4ERR_MOVED error, the client will obtain the value of the fs_locations attribute. The client will then use the contents of the attribute to redirect its requests to the specified server. To facilitate the use of GETATTR, operations such as PUTFH must also be accepted by the server for the migrated file system's filehandles. Note that if the server returns NFS4ERR_MOVED, the server MUST support the fs_locations attribute.
移行に参加するサーバがいったんファイルシステムの移動を終了すると、オリジナルのサーバによって受け取られたその後の要求のために誤りNFS4ERR_MOVEDを返すでしょう。GETATTR以外のすべての操作のためにNFS4ERR_MOVED誤りを返します。 NFS4ERR_MOVED誤りを受けると、クライアントはfs_位置の属性の値を得るでしょう。 次に、クライアントは、指定されたサーバに要求を向け直すのに属性のコンテンツを使用するでしょう。また、GETATTRの使用を容易にするために、サーバは移行したファイルシステムのfilehandlesのためにPUTFHなどの操作を受け入れなければなりません。 サーバがNFS4ERR_MOVEDを返すなら、サーバがfs_位置の属性をサポートしなければならないことに注意してください。
If the client requests more attributes than just fs_locations, the server may return fs_locations only. This is to be expected since the server has migrated the file system and may not have a method of obtaining additional attribute data.
クライアントがまさしくfs_位置より多くの属性を要求するなら、サーバはfs_位置だけを返すかもしれません。 そして、サーバが移行して、これが予想されることになっている、ファイルシステム、追加属性データを得るメソッドを持っていないかもしれません。
The server implementor needs to be careful in developing a migration solution. The server must consider all of the state information clients may have outstanding at the server. This includes but is not limited to locking/share state, delegation state, and asynchronous
サーバ作成者は、移行解決策を見いだすのにおいて慎重である必要があります。 サーバは、ロック/シェア状態、委譲状態に制限されていて、州の情報クライアントが皆. これが含むサーバで傑出しているのに持っているかもしれないと考えなければならないのではなく、非同期です。
Shepler, et al. Standards Track [Page 45] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[45ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
file writes which are represented by WRITE and COMMIT verifiers. The server should strive to minimize the impact on its clients during and after the migration process.
ファイルはどれがWRITEによって表されるか、そして、COMMIT検証を書きます。 サーバは、プロセスと移行プロセスの後のクライアントで影響を最小にするように努力するべきです。
6.3. Interpretation of the fs_locations Attribute
6.3. fs_位置のAttributeの解釈
The fs_location attribute is structured in the following way:
fs_位置の属性は以下の方法で構造化されます:
struct fs_location {
utf8string server<>;
pathname4 rootpath;
};
struct fs_位置のutf8stringサーバ<>(pathname4 rootpath)。
struct fs_locations {
pathname4 fs_root;
fs_location locations<>;
};
pathname4 fs_が根づかせる; fs_位置の位置の<>;struct fs_位置。
The fs_location struct is used to represent the location of a file system by providing a server name and the path to the root of the file system. For a multi-homed server or a set of servers that use the same rootpath, an array of server names may be provided. An entry in the server array is an UTF8 string and represents one of a traditional DNS host name, IPv4 address, or IPv6 address. It is not a requirement that all servers that share the same rootpath be listed in one fs_location struct. The array of server names is provided for convenience. Servers that share the same rootpath may also be listed in separate fs_location entries in the fs_locations attribute.
fs_位置のstructは、ファイルシステムのルートにサーバー名と経路を提供することによってファイルシステムの位置を表すのに使用されます。 a、マルチ、家へ帰り、同じrootpathを使用するサーバのサーバかセット、サーバー名の勢ぞろいを提供するかもしれません。 サーバ配列におけるエントリーは、UTF8ストリングであり、伝統的なDNSホスト名、IPv4アドレス、またはIPv6アドレスの1つを表します。 それは同じrootpathを共有するすべてのサーバが1つのfs_位置のstructに記載されているという要件ではありません。 サーバー名の勢ぞろいを便利に提供します。 また、同じrootpathを共有するサーバはfs_位置の属性における別々のfs_位置のエントリーに記載されているかもしれません。
The fs_locations struct and attribute then contains an array of locations. Since the name space of each server may be constructed differently, the "fs_root" field is provided. The path represented by fs_root represents the location of the file system in the server's name space. Therefore, the fs_root path is only associated with the server from which the fs_locations attribute was obtained. The fs_root path is meant to aid the client in locating the file system at the various servers listed.
そして、fs_位置のstructと属性は位置の配列を含んでいます。 それぞれのサーバの名前スペースが異なって構成されるかもしれないので、「fs_根」野原を供給します。 fs_根によって表された経路はサーバの名前スペースにファイルシステムの位置を表します。 したがって、fs_根の経路はfs_位置の属性が得られたサーバに関連しているだけです。 fs_根の経路は様々なサーバでファイルシステムの場所を見つけることにおけるクライアントが記載した援助に意味されます。
As an example, there is a replicated file system located at two servers (servA and servB). At servA the file system is located at path "/a/b/c". At servB the file system is located at path "/x/y/z". In this example the client accesses the file system first at servA with a multi-component lookup path of "/a/b/c/d". Since the client used a multi-component lookup to obtain the filehandle at "/a/b/c/d", it is unaware that the file system's root is located in servA's name space at "/a/b/c". When the client switches to servB, it will need to determine that the directory it first referenced at servA is now represented by the path "/x/y/z/d" on servB. To facilitate this, the
例として、2つのサーバ(servAとservB)で位置する模写されたファイルシステムがあります。 servAでは、ファイルシステムは経路"/a/b/c"に位置しています。 servBでは、ファイルシステムは経路"/x/y/z"に位置しています。 この例では、クライアントは最初に、"/a/b/c/d"の多成分系のルックアップ経路があるservAでファイルシステムにアクセスします。 クライアントが"/a/b/c/d"でfilehandleを入手するのに多成分系のルックアップを使用したので、ファイルシステムの根が"/a/b/c"のservAの名前スペースに位置しているのは、気づきません。 クライアントがservBに切り替わるとき、それは、それが最初にservAで参照をつけたディレクトリが現在servBの経路"/x/y/z/d"によって表されることを決定する必要があるでしょう。 これを容易にするために
Shepler, et al. Standards Track [Page 46] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[46ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
fs_locations attribute provided by servA would have a fs_root value of "/a/b/c" and two entries in fs_location. One entry in fs_location will be for itself (servA) and the other will be for servB with a path of "/x/y/z". With this information, the client is able to substitute "/x/y/z" for the "/a/b/c" at the beginning of its access path and construct "/x/y/z/d" to use for the new server.
属性がservAで提供したfs_位置はfs_位置の"/a/b/c"と2つのエントリーのfs_根の値を持っているでしょう。 fs_位置での1つのエントリーがそれ自体(servA)のためにものになるでしょう、そして、もう片方が"/x/y/z"の経路があるservBのためにものになるでしょう。 この情報で、クライアントは新しいサーバに使用するアクセス経路と構造物"/x/y/z/d"の始めに"/x/y/z"を"/a/b/c"の代わりに用いることができます。
6.4. Filehandle Recovery for Migration or Replication
6.4. 移行か模写のためのFilehandle回復
Filehandles for file systems that are replicated or migrated generally have the same semantics as for file systems that are not replicated or migrated. For example, if a file system has persistent filehandles and it is migrated to another server, the filehandle values for the file system will be valid at the new server.
模写されたか移行したファイルシステムには同じ意味論がファイルシステムのように一般にあるので、Filehandlesは模写もしませんでしたし、移行もしませんでした。 例えばファイルシステムには永続的なfilehandlesがあって、別のサーバに移行します、ファイルシステムのためのfilehandle値が新しいサーバで有効になるということであるなら。
For volatile filehandles, the servers involved likely do not have a mechanism to transfer filehandle format and content between themselves. Therefore, a server may have difficulty in determining if a volatile filehandle from an old server should return an error of NFS4ERR_FHEXPIRED. Therefore, the client is informed, with the use of the fh_expire_type attribute, whether volatile filehandles will expire at the migration or replication event. If the bit FH4_VOL_MIGRATION is set in the fh_expire_type attribute, the client must treat the volatile filehandle as if the server had returned the NFS4ERR_FHEXPIRED error. At the migration or replication event in the presence of the FH4_VOL_MIGRATION bit, the client will not present the original or old volatile file handle to the new server. The client will start its communication with the new server by recovering its filehandles using the saved file names.
揮発性のfilehandlesに関しては、おそらくかかわるサーバはfilehandle形式と内容を自分たちの間に移すメカニズムを持っていません。 したがって、古いサーバからの揮発性のfilehandleがNFS4ERR_FHEXPIREDの誤りを返すはずであるかどうか決定する際にサーバは苦労するかもしれません。 したがって、クライアントは知識があって、fh_の使用で、タイプが結果と考える_を吐き出してください、揮発性のfilehandlesが移行か模写イベントで期限が切れるか否かに関係なく。 _ビットFH4_VOL_MIGRATIONがfhで用意ができているなら、タイプが結果と考える_を吐き出してください、そして、まるでサーバがNFS4ERR_FHEXPIRED誤りを返したかのようにクライアントは揮発性のfilehandleを扱わなければなりません。 FH4_VOL_MIGRATIONビットがあるとき移行か模写イベントでは、クライアントはオリジナルの、または、古い揮発性ファイルハンドルを新しいサーバに贈らないでしょう。クライアントは、保存ファイル名を使用することでfilehandlesを回収することによって、新しいサーバとのコミュニケーションを始めるでしょう。
7. NFS Server Name Space
7. NFSサーバー名スペース
7.1. Server Exports
7.1. サーバ輸出
On a UNIX server the name space describes all the files reachable by pathnames under the root directory or "/". On a Windows NT server the name space constitutes all the files on disks named by mapped disk letters. NFS server administrators rarely make the entire server's file system name space available to NFS clients. More often portions of the name space are made available via an "export" feature. In previous versions of the NFS protocol, the root filehandle for each export is obtained through the MOUNT protocol; the client sends a string that identifies the export of name space and the server returns the root filehandle for it. The MOUNT protocol supports an EXPORTS procedure that will enumerate the server's exports.
「Unixサーバーでは、名前スペースは」 ルートディレクトリの下におけるパス名で届いているすべてのファイルか/について説明します。」 Windows NTサーバでは、名前スペースは写像しているディスク手紙で指定されたディスクの上のすべてのファイルを構成します。 NFSサーバアドミニストレータはめったに全体のサーバのものをNFSクライアントにとって、利用可能なファイルのシステム名前スペースにしません。 よりしばしば、スペースという名前の部分を「輸出」の特徴で利用可能にします。 NFSプロトコルの旧バージョンでは、山のプロトコルを通して各輸出のための根のfilehandleを入手します。 クライアントは名前スペースの輸出を特定するストリングを送ります、そして、サーバはそれのために根のfilehandleを返します。 山のプロトコルはサーバの輸出を列挙するEXPORTS手順をサポートします。
Shepler, et al. Standards Track [Page 47] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[47ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
7.2. Browsing Exports
7.2. ブラウジング輸出
The NFS version 4 protocol provides a root filehandle that clients can use to obtain filehandles for these exports via a multi-component LOOKUP. A common user experience is to use a graphical user interface (perhaps a file "Open" dialog window) to find a file via progressive browsing through a directory tree. The client must be able to move from one export to another export via single-component, progressive LOOKUP operations.
NFSバージョン4プロトコルはクライアントが多成分系のLOOKUPを通してこれらの輸出にfilehandlesを入手するのに使用できる根のfilehandleを提供します。 一般的なユーザー・エクスペリエンスはディレクトリツリーを通した進歩的なブラウジングでファイルを見つけるのに、グラフィカルユーザーインターフェース(恐らくファイル「開く」対話ウィンドウ)を使用することです。 クライアントはただ一つのコンポーネント、進歩的なLOOKUP操作で1つの輸出から別の輸出まで移行できなければなりません。
This style of browsing is not well supported by the NFS version 2 and 3 protocols. The client expects all LOOKUP operations to remain within a single server file system. For example, the device attribute will not change. This prevents a client from taking name space paths that span exports.
このスタイルのブラウジングはNFSバージョン2と3プロトコルでよく後押しされていません。 クライアントは、すべてのLOOKUP操作がただ一つのサーバファイルシステムに残っていると予想します。 例えば、デバイス属性は変化しないでしょう。 これによって、クライアントは輸出にかかる名前スペース経路を取ることができません。
An automounter on the client can obtain a snapshot of the server's name space using the EXPORTS procedure of the MOUNT protocol. If it understands the server's pathname syntax, it can create an image of the server's name space on the client. The parts of the name space that are not exported by the server are filled in with a "pseudo file system" that allows the user to browse from one mounted file system to another. There is a drawback to this representation of the server's name space on the client: it is static. If the server administrator adds a new export the client will be unaware of it.
クライアントの上のオートマウンタは、山のプロトコルのEXPORTS手順を用いることでサーバの名前スペースのスナップを得ることができます。 サーバのパス名構文を理解しているなら、それはサーバの名前スペースのイメージをクライアントに作成できます。 サーバによってエクスポートされないスペースという名前の部分はユーザが1台の取り付けられたファイルシステムから別のシステムまでブラウズできる「疑似ファイルシステム」で記入されます。 クライアントにおけるサーバの名前スペースのこの表現への欠点があります: それは静的です。 サーバアドミニストレータが新しい輸出品を加えると、クライアントはそれで気づかなくなるでしょう。
7.3. Server Pseudo File System
7.3. サーバ疑似ファイルシステム
NFS version 4 servers avoid this name space inconsistency by presenting all the exports within the framework of a single server name space. An NFS version 4 client uses LOOKUP and READDIR operations to browse seamlessly from one export to another. Portions of the server name space that are not exported are bridged via a "pseudo file system" that provides a view of exported directories only. A pseudo file system has a unique fsid and behaves like a normal, read only file system.
NFSバージョン4サーバは、ただ一つのサーバー名スペースのフレームワークの中にすべての輸出を提示することによって、この名前宇宙矛盾を避けます。 NFSバージョン4クライアントは、シームレスに1つの輸出から別の輸出までブラウズするのにLOOKUPとREADDIR操作を使用します。 エクスポートされないスペースというサーバー名の部分はエクスポートしているディレクトリだけに関する意見を提供する「疑似ファイルシステム」を通してブリッジされます。 疑似ファイルシステムは、ユニークなfsidを持って、正常な書き込み禁止ファイルシステムのように反応します。
Based on the construction of the server's name space, it is possible that multiple pseudo file systems may exist. For example,
サーバの名前スペースの工事に基づいて、複数の疑似ファイルシステムが存在するのは、可能です。 例えば
/a pseudo file system /a/b real file system /a/b/c pseudo file system /a/b/c/d real file system
/は実際の疑似ファイルの疑似ファイルシステム/a/b/c/d実際のファイルシステム/a/bファイルシステム/a/b/cシステムです。
Each of the pseudo file systems are consider separate entities and therefore will have a unique fsid.
それぞれの疑似ファイルシステムは別々の実体を考えて、したがって、ユニークなfsidを持つということです。
Shepler, et al. Standards Track [Page 48] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[48ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
7.4. Multiple Roots
7.4. 重解
The DOS and Windows operating environments are sometimes described as having "multiple roots". File systems are commonly represented as disk letters. MacOS represents file systems as top level names. NFS version 4 servers for these platforms can construct a pseudo file system above these root names so that disk letters or volume names are simply directory names in the pseudo root.
DOSとWindows操作環境は時々「重解」を持っているとして記述されています。 ファイルシステムはディスク手紙として一般的に表されます。 MacOSは最高平らな名前としてファイルシステムを表します。 これらのプラットホームへのNFSバージョン4サーバがこれらの根の名を超えて疑似ファイルシステムを構成できるので、ディスク手紙かボリューム名が単に疑似根がディレクトリ名です。
7.5. Filehandle Volatility
7.5. Filehandleの不安定さ
The nature of the server's pseudo file system is that it is a logical representation of file system(s) available from the server. Therefore, the pseudo file system is most likely constructed dynamically when the server is first instantiated. It is expected that the pseudo file system may not have an on disk counterpart from which persistent filehandles could be constructed. Even though it is preferable that the server provide persistent filehandles for the pseudo file system, the NFS client should expect that pseudo file system filehandles are volatile. This can be confirmed by checking the associated "fh_expire_type" attribute for those filehandles in question. If the filehandles are volatile, the NFS client must be prepared to recover a filehandle value (e.g. with a multi-component LOOKUP) when receiving an error of NFS4ERR_FHEXPIRED.
サーバの疑似ファイルシステムの本質はそれがサーバから利用可能なファイルシステムの論理的な表現であるということです。したがって、サーバが最初に例示されるとき、疑似ファイルシステムはたぶんダイナミックに構成されます。 疑似ファイルシステムがそうしていないかもしれないと予想されない、ディスク対応者、永続的なfilehandlesを組み立てることができた。 サーバが疑似ファイルシステムに永続的なfilehandlesを供給するのが、望ましいのですが、NFSクライアントは、疑似ファイルシステムfilehandlesが不安定であると予想するべきです。 問題のそれらのfilehandlesがないかどうか「fh_は_タイプを吐き出す」という関連属性をチェックすることによって、これを確認できます。 filehandlesが不安定であるなら、NFSクライアントはNFS4ERR_FHEXPIREDの誤りを受けるときにはfilehandle値(例えば、多成分系のLOOKUPと)を回復する用意ができていなければなりません。
7.6. Exported Root
7.6. 根であるとエクスポートされます。
If the server's root file system is exported, one might conclude that a pseudo-file system is not needed. This would be wrong. Assume the following file systems on a server:
サーバのルートファイルシステムがエクスポートされるなら、人は、疑似ファイルシステムが必要でないと結論を下すかもしれません。 これは間違っているでしょう。 サーバで以下のファイルがシステムであると仮定してください:
/ disk1 (exported)
/a disk2 (not exported)
/a/b disk3 (exported)
/disk1(エクスポートされる)/はdisk2(エクスポートされない)/a/b disk3です。(エクスポートされます)
Because disk2 is not exported, disk3 cannot be reached with simple LOOKUPs. The server must bridge the gap with a pseudo-file system.
disk2がエクスポートされないので、disk3に簡単なLOOKUPsと共に達することができません。 サーバは疑似ファイルシステムで間隙を塞がなければなりません。
7.7. Mount Point Crossing
7.7. 山のポイント交差点
The server file system environment may be constructed in such a way that one file system contains a directory which is 'covered' or mounted upon by a second file system. For example:
サーバファイルシステム環境は1台のファイルシステムが2番目のファイルシステムによって'カバーされる'か、または取り付けられるディレクトリを含んでいるような方法で構成されるかもしれません。 例えば:
/a/b (file system 1)
/a/b/c/d (file system 2)
/a/b(ファイルシステム1)/a/b/c/d(ファイルシステム2)
Shepler, et al. Standards Track [Page 49] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[49ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
The pseudo file system for this server may be constructed to look like:
このサーバの疑似ファイルシステムは似るように構成されるかもしれません:
/ (place holder/not exported)
/a/b (file system 1)
/a/b/c/d (file system 2)
/(場所所有者/エクスポートしていない)/a/b(ファイルシステム1)/a/b/c/d(ファイルシステム2)
It is the server's responsibility to present the pseudo file system that is complete to the client. If the client sends a lookup request for the path "/a/b/c/d", the server's response is the filehandle of the file system "/a/b/c/d". In previous versions of the NFS protocol, the server would respond with the directory "/a/b/c/d" within the file system "/a/b".
クライアントにとって完全であるのは、疑似ファイルシステムを提示するサーバの責任です。 クライアントが経路"/a/b/c/d"を求めるルックアップ要求を送るなら、サーバの応答はファイルシステム"/a/b/c/d"のfilehandleです。 NFSプロトコルの旧バージョンでは、サーバはファイルシステム"/a/b"の中のディレクトリ"/a/b/c/d"で反応するでしょう。
The NFS client will be able to determine if it crosses a server mount point by a change in the value of the "fsid" attribute.
NFSクライアントは、それが"fsid"属性の値における変化でサーバマウントポイントに交差するかどうか決定できるでしょう。
7.8. Security Policy and Name Space Presentation
7.8. 安全保障政策と名前宇宙プレゼンテーション
The application of the server's security policy needs to be carefully considered by the implementor. One may choose to limit the viewability of portions of the pseudo file system based on the server's perception of the client's ability to authenticate itself properly. However, with the support of multiple security mechanisms and the ability to negotiate the appropriate use of these mechanisms, the server is unable to properly determine if a client will be able to authenticate itself. If, based on its policies, the server chooses to limit the contents of the pseudo file system, the server may effectively hide file systems from a client that may otherwise have legitimate access.
サーバの安全保障政策の適用は、作成者によって慎重に考えられる必要があります。 適切にそれ自体を認証するクライアントの能力に関するサーバの知覚に基づく疑似ファイルシステムの一部のviewabilityを制限するのを選ぶかもしれません。 しかしながら、複数のセキュリティー対策のサポートとこれらのメカニズムの適切な使用を交渉する能力に、サーバは、クライアントがそれ自体を認証できるかどうか適切に決定できません。 サーバが、方針に基づいて疑似ファイルシステムのコンテンツを制限するのを選ぶなら、事実上、サーバはそうでなければ正統のアクセサリーを持っているかもしれないクライアントからファイルシステムを隠すかもしれません。
8. File Locking and Share Reservations
8. ファイルのロックとシェア予約
Integrating locking into the NFS protocol necessarily causes it to be state-full. With the inclusion of "share" file locks the protocol becomes substantially more dependent on state than the traditional combination of NFS and NLM [XNFS]. There are three components to making this state manageable:
NFSプロトコルを閉じ込めながら統合するのは、それが州の完全であることを必ず引き起こします。 「シェア」ファイルロックの包含によると、プロトコルはNFSとNLM[XNFS]の伝統的な組み合わせより実質的に状態に依存するようになります。 この状態を処理しやすくすることへの3つのコンポーネントがあります:
o Clear division between client and server
o クライアントとサーバの間の明確な分割
o Ability to reliably detect inconsistency in state between client
and server
o クライアントとサーバの間の状態に矛盾を確かに検出する能力
o Simple and robust recovery mechanisms
o 簡単で強健な回収機構
Shepler, et al. Standards Track [Page 50] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[50ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
In this model, the server owns the state information. The client communicates its view of this state to the server as needed. The client is also able to detect inconsistent state before modifying a file.
このモデルでは、サーバは州の情報を所有しています。 クライアントは必要に応じてこの状態の視点をサーバに伝えます。 また、ファイルを変更する前に、クライアントは矛盾した状態を検出できます。
To support Win32 "share" locks it is necessary to atomically OPEN or CREATE files. Having a separate share/unshare operation would not allow correct implementation of the Win32 OpenFile API. In order to correctly implement share semantics, the previous NFS protocol mechanisms used when a file is opened or created (LOOKUP, CREATE, ACCESS) need to be replaced. The NFS version 4 protocol has an OPEN operation that subsumes the functionality of LOOKUP, CREATE, and ACCESS. However, because many operations require a filehandle, the traditional LOOKUP is preserved to map a file name to filehandle without establishing state on the server. The policy of granting access or modifying files is managed by the server based on the client's state. These mechanisms can implement policy ranging from advisory only locking to full mandatory locking.
それが原子論的に必要である「シェア」錠をWin32に支えるために、オープンかCREATEがファイルします。 別々のシェア/非シェア操作を持っているのはWin32 OpenFile APIの正しい実装を許容しないでしょう。 正しくシェア意味論を実装するために、ファイルが開かれるか、または作成されるとき使用される前のNFSプロトコルメカニズム(LOOKUP、CREATE、ACCESS)は、取り替えられる必要があります。 NFSバージョン4プロトコルには、LOOKUP、CREATE、およびACCESSの機能性を包括するオープン操作があります。 しかしながら、多くの操作がfilehandleを必要とするので、伝統的なLOOKUPはサーバの状態を設置しないでファイル名をfilehandleに写像するために保存されます。アクセスを承諾するか、またはファイルを変更する方針はクライアントの状態に基づくサーバによって管理されます。 これらのメカニズムは完全な義務的なロックにロックされるだけである状況報告から変化する政策を実施できます。
8.1. Locking
8.1. ロックします。
It is assumed that manipulating a lock is rare when compared to READ and WRITE operations. It is also assumed that crashes and network partitions are relatively rare. Therefore it is important that the READ and WRITE operations have a lightweight mechanism to indicate if they possess a held lock. A lock request contains the heavyweight information required to establish a lock and uniquely define the lock owner.
READとWRITE操作と比べると錠を操作するのがまれであると思われます。 また、クラッシュとネットワークパーティションが比較的まれであると思われます。 したがって、保持された錠を所有しているならREADとWRITE操作には示す軽量のメカニズムがあるのは、重要です。 ロック要求は錠を設立して、唯一ロック所有者を定義するのに必要であるヘビー級の情報を含んでいます。
The following sections describe the transition from the heavy weight information to the eventual stateid used for most client and server locking and lease interactions.
以下のセクションは重い重さの情報から最後のほとんどのクライアント、サーバロック、およびリース相互作用に使用されるstateidまでの変遷について説明します。
8.1.1. Client ID
8.1.1. クライアントID
For each LOCK request, the client must identify itself to the server.
それぞれのLOCK要求のために、クライアントはサーバに身元を明らかにしなければなりません。
This is done in such a way as to allow for correct lock identification and crash recovery. Client identification is accomplished with two values.
これは正しいロック識別を考慮して、回復を墜落させるほどそのような方法で完了しています。 クライアント識別は2つの値で実行されます。
o A verifier that is used to detect client reboots.
o クライアントリブートを検出するのに使用される検証。
o A variable length opaque array to uniquely define a client.
o 唯一クライアントを定義する可変長の不透明な配列。
For an operating system this may be a fully qualified host name
or IP address. For a user level NFS client it may additionally
contain a process id or other unique sequence.
オペレーティングシステムのために、これは、完全に適切なホスト名かIPアドレスであるかもしれません。 ユーザレベルNFSクライアントに関しては、それはさらに、プロセスイドか他のユニーク配列を含むかもしれません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 51] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[51ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
The data structure for the Client ID would then appear as:
そして、Client IDへのデータ構造は以下として現れるでしょう。
struct nfs_client_id {
opaque verifier[4];
opaque id<>;
}
struct nfs_クライアント_イド検証[4]について不透明にしてください; 不明瞭なイド<>。
It is possible through the mis-configuration of a client or the existence of a rogue client that two clients end up using the same nfs_client_id. This situation is avoided by "negotiating" the nfs_client_id between client and server with the use of the SETCLIENTID and SETCLIENTID_CONFIRM operations. The following describes the two scenarios of negotiation.
2人のクライアントが結局同じnfs_クライアント_イドを使用するのは、クライアントの誤構成か凶暴なクライアントの存在を通して可能です。 この状況は、クライアントとサーバの間のnfs_クライアント_イドがSETCLIENTIDとSETCLIENTID_CONFIRM操作の使用に「交渉」であることによって、避けられます。 以下は交渉の2つのシナリオについて説明します。
1 Client has never connected to the server
1人のクライアントが一度もサーバに接続したことがありません。
In this case the client generates an nfs_client_id and unless
another client has the same nfs_client_id.id field, the server
accepts the request. The server also records the principal (or
principal to uid mapping) from the credential in the RPC request
that contains the nfs_client_id negotiation request (SETCLIENTID
operation).
この場合、クライアントはnfs_クライアント_イドを生成します、そして、別のクライアントに同じnfs_クライアント_id.id分野がない場合、サーバは要請を受け入れます。 また、サーバはnfs_クライアント_イド交渉要求(SETCLIENTID操作)を含むRPC要求における資格証明書から主体(または、uidマッピングへの主体)を記録します。
Two clients might still use the same nfs_client_id.id due to
perhaps configuration error. For example, a High Availability
configuration where the nfs_client_id.id is derived from the
ethernet controller address and both systems have the same
address. In this case, the result is a switched union that
returns, in addition to NFS4ERR_CLID_INUSE, the network address
(the rpcbind netid and universal address) of the client that is
using the id.
2人のクライアントが恐らく構成誤りのためまだ_同じnfs_クライアントid.idを使用しているかもしれません。 例えば、nfs_クライアント_id.idがあるところでHigh Availability構成がイーサネットコントローラアドレスに由来していました、そして、両方のシステムには、同じアドレスがあります。 この場合、結果はNFS4ERR_CLID_椚瀬に加えてイドを使用しているクライアントのネットワーク・アドレス(rpcbind netidと普遍的なアドレス)を返す切り換えられた組合です。
2 Client is re-connecting to the server after a client reboot
2クライアントはクライアントリブートの後にサーバに再接続しています。
In this case, the client still generates an nfs_client_id but the
nfs_client_id.id field will be the same as the nfs_client_id.id
generated prior to reboot. If the server finds that the
principal/uid is equal to the previously "registered"
nfs_client_id.id, then locks associated with the old nfs_client_id
are immediately released. If the principal/uid is not equal, then
this is a rogue client and the request is returned in error. For
more discussion of crash recovery semantics, see the section on
"Crash Recovery".
この場合、クライアントはまだnfs_クライアント_イドを生成していますが、nfs_クライアント_id.id分野はid.idがリブートの前に生成したnfs_クライアント_と同じになるでしょう。 サーバが、主体/uidが_以前に「登録された」nfs_クライアントid.idと等しいのがわかるなら、古いnfs_クライアント_イドに関連している錠はすぐに、リリースされます。 主体/uidが等しくないなら、これは凶暴なクライアントです、そして、要求を間違って返します。 速成の回復意味論の、より多くの議論に関しては、「クラッシュリカバリ」のセクションを見てください。
It is possible for a retransmission of request to be received by
the server after the server has acted upon and responded to the
original client request. Therefore to mitigate effects of the
retransmission of the SETCLIENTID operation, the client and server
サーバがオリジナルのクライアント要求に作用して、応じた後にサーバによって受け取られるという要求の「再-トランスミッション」に、それは可能です。 したがって、SETCLIENTID操作、クライアント、およびサーバの「再-トランスミッション」の効果を緩和します。
Shepler, et al. Standards Track [Page 52] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[52ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
use a confirmation step. The server returns a confirmation
verifier that the client then sends to the server in the
SETCLIENTID_CONFIRM operation. Once the server receives the
confirmation from the client, the locking state for the client is
released.
確認ステップを使用してください。 サーバは次にクライアントがSETCLIENTID_CONFIRM操作におけるサーバに送る確認検証を返します。 サーバがクライアントから確認をいったん受け取ると、クライアントのためのロック状態はリリースされます。
In both cases, upon success, NFS4_OK is returned. To help reduce the amount of data transferred on OPEN and LOCK, the server will also return a unique 64-bit clientid value that is a shorthand reference to the nfs_client_id values presented by the client. From this point forward, the client will use the clientid to refer to itself.
どちらの場合も、成功では、NFS4_OKを返します。 データ量を減少させるのを助けるのをオープンとLOCKで移されました、また、サーバはクライアントによって提示されたnfs_クライアント_イド値を速記参照であるユニークな64ビットのclientid値を返すでしょう。 このポイントフォワードから、クライアントは、それ自体について言及するのにclientidを使用するでしょう。
The clientid assigned by the server should be chosen so that it will not conflict with a clientid previously assigned by the server. This applies across server restarts or reboots. When a clientid is presented to a server and that clientid is not recognized, as would happen after a server reboot, the server will reject the request with the error NFS4ERR_STALE_CLIENTID. When this happens, the client must obtain a new clientid by use of the SETCLIENTID operation and then proceed to any other necessary recovery for the server reboot case (See the section "Server Failure and Recovery").
それは以前にサーバによって割り当てられるclientidと闘争しないでしょう。サーバによって割り当てられたclientidが選ばれるべきであり、これがサーバの向こう側に適用されるのは、再開するので、リブートされます。 clientidをサーバに寄贈して、サーバリブートの後に起こるだろうというときそのclientidを認識しないとき、サーバは誤りNFS4ERR_STALE_CLIENTIDとの要求を拒絶するでしょう。 これが起こると、クライアントは、SETCLIENTID操作の使用で新しいclientidを入手して、サーバリブートケースのためのいかなる他の必要な回復にも続かなければなりません(「サーバ失敗と回復」というセクションを見てください)。
The client must also employ the SETCLIENTID operation when it receives a NFS4ERR_STALE_STATEID error using a stateid derived from its current clientid, since this also indicates a server reboot which has invalidated the existing clientid (see the next section "nfs_lockowner and stateid Definition" for details).
また、現在のclientidから得られたstateidを使用することでNFS4ERR_STALE_STATEID誤りを受けるとき、クライアントはSETCLIENTID操作を使わなければなりません、また、これが既存のclientidを無効にしたサーバリブートを示すので(詳細に関して「nfs_lockownerとstateid Definition」という次のセクションを見てください)。
8.1.2. Server Release of Clientid
8.1.2. Clientidのサーバリリース
If the server determines that the client holds no associated state for its clientid, the server may choose to release the clientid. The server may make this choice for an inactive client so that resources are not consumed by those intermittently active clients. If the client contacts the server after this release, the server must ensure the client receives the appropriate error so that it will use the SETCLIENTID/SETCLIENTID_CONFIRM sequence to establish a new identity. It should be clear that the server must be very hesitant to release a clientid since the resulting work on the client to recover from such an event will be the same burden as if the server had failed and restarted. Typically a server would not release a clientid unless there had been no activity from that client for many minutes.
サーバが、クライアントがclientidのための準国家を全く保持しないことを決定するなら、サーバは、clientidをリリースするのを選ぶかもしれません。 サーバはリソースがそれらの断続的に活発なクライアントによって消費されないで、不活発なクライアントのためにこの選択をするかもしれません。 クライアントがこのリリースの後にサーバに連絡するなら、サーバは、クライアントが新しいアイデンティティを証明するのにSETCLIENTID/SETCLIENTID_CONFIRM系列を使用するように適切な誤りを受けるのを確実にしなければなりません。 サーバがまるでサーバが失敗して、再開したかのようにそのようなイベントから回復するクライアントに対する結果として起こる仕事が同じ負担になるのでclientidをリリースするのを非常にためらわなければならないのは、明確であるはずです。 そのクライアントからの活動が全く多くの分間ない場合、通常、サーバはclientidをリリースしないでしょう。
Shepler, et al. Standards Track [Page 53] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[53ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
8.1.3. nfs_lockowner and stateid Definition
8.1.3. nfs_lockownerとstateid Definition
When requesting a lock, the client must present to the server the clientid and an identifier for the owner of the requested lock. These two fields are referred to as the nfs_lockowner and the definition of those fields are:
錠を要求するとき、クライアントは要求された錠の所有者のためにclientidと識別子をサーバに提示しなければなりません。 nfs_と呼ばれたlockownerとそれらの定義がさばくこれらの2つの分野は以下の通りです。
o A clientid returned by the server as part of the client's use of
the SETCLIENTID operation.
o clientidはクライアントのSETCLIENTID操作の使用の一部としてサーバで戻りました。
o A variable length opaque array used to uniquely define the owner
of a lock managed by the client.
o 可変長の不透明な配列は唯一以前はよくクライアントによって管理された錠の所有者を定義していました。
This may be a thread id, process id, or other unique value.
これは、スレッドイド、プロセスイド、または他のユニークな値であるかもしれません。
When the server grants the lock, it responds with a unique 64-bit stateid. The stateid is used as a shorthand reference to the nfs_lockowner, since the server will be maintaining the correspondence between them.
サーバが錠を与えるとき、それはユニークな64ビットのstateidで応じます。 stateidはnfs_lockownerの速記参照として使用されます、サーバがそれらの間の通信を維持するので。
The server is free to form the stateid in any manner that it chooses as long as it is able to recognize invalid and out-of-date stateids. This requirement includes those stateids generated by earlier instances of the server. From this, the client can be properly notified of a server restart. This notification will occur when the client presents a stateid to the server from a previous instantiation.
サーバは無効の、そして、時代遅れなstateidsを認識できる限り、それが選ぶどんな方法でも無料でstateidを形成できます。 この要件はサーバの以前のインスタンスによって生成されたそれらのstateidsを含んでいます。これから、サーバ再開についてクライアントに適切に通知できます。 クライアントがstateidを前の具体化からサーバに寄贈すると、この通知は現れるでしょう。
The server must be able to distinguish the following situations and return the error as specified:
サーバは、以下の状況を区別して、指定されるとして誤りを返すことができなければなりません:
o The stateid was generated by an earlier server instance (i.e.
before a server reboot). The error NFS4ERR_STALE_STATEID should
be returned.
o 以前のサーバインスタンス(すなわち、サーバリブートの前の)によってstateidは生成されました。 誤りNFS4ERR_STALE_STATEIDを返すべきです。
o The stateid was generated by the current server instance but the
stateid no longer designates the current locking state for the
lockowner-file pair in question (i.e. one or more locking
operations has occurred). The error NFS4ERR_OLD_STATEID should be
returned.
o stateidはもうstateidだけが問題のlockowner-ファイル組のために現在のロック状態を命名している現在のサーバインスタンスによって生成されました(すなわち、1か操作をさらにロックするのが起こりました)。 誤りNFS4ERR_OLD_STATEIDを返すべきです。
This error condition will only occur when the client issues a
locking request which changes a stateid while an I/O request that
uses that stateid is outstanding.
クライアントがそのstateidを使用する入出力要求が傑出していますが、stateidを変えるロック要求を出すときだけ、このエラー条件は起こるでしょう。
Shepler, et al. Standards Track [Page 54] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[54ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
o The stateid was generated by the current server instance but the
stateid does not designate a locking state for any active
lockowner-file pair. The error NFS4ERR_BAD_STATEID should be
returned.
o stateidは現在のサーバインスタンスによって生成されましたが、stateidはどんな活動的なlockowner-ファイル組のためにもロック状態を命名していません。 誤りNFS4ERR_BAD_STATEIDを返すべきです。
This error condition will occur when there has been a logic error
on the part of the client or server. This should not happen.
論理誤りがクライアントかサーバ側のあったとき、このエラー条件は起こるでしょう。これは起こるべきではありません。
One mechanism that may be used to satisfy these requirements is for the server to divide stateids into three fields:
これらの要件を満たすのに使用されるかもしれない1つのメカニズムはサーバがstateidsを3つの分野に分割することです:
o A server verifier which uniquely designates a particular server
instantiation.
o 唯一特定のサーバ具体化を指定するサーバ検証。
o An index into a table of locking-state structures.
o ロック州の構造のテーブルへのインデックス。
o A sequence value which is incremented for each stateid that is
associated with the same index into the locking-state table.
o ロックステートテーブルへの同じインデックスに関連しているそれぞれのstateidのために増加される系列値。
By matching the incoming stateid and its field values with the state held at the server, the server is able to easily determine if a stateid is valid for its current instantiation and state. If the stateid is not valid, the appropriate error can be supplied to the client.
入って来るstateidとその分野値にサーバで保持される状態に匹敵することによって、サーバは、その現在の具体化と状態に、stateidが有効であるかどうか容易に決定できます。 stateidが有効でないなら、適切な誤りをクライアントに提供できます。
8.1.4. Use of the stateid
8.1.4. stateidの使用
All READ and WRITE operations contain a stateid. If the nfs_lockowner performs a READ or WRITE on a range of bytes within a locked range, the stateid (previously returned by the server) must be used to indicate that the appropriate lock (record or share) is held. If no state is established by the client, either record lock or share lock, a stateid of all bits 0 is used. If no conflicting locks are held on the file, the server may service the READ or WRITE operation. If a conflict with an explicit lock occurs, an error is returned for the operation (NFS4ERR_LOCKED). This allows "mandatory locking" to be implemented.
すべてのREADとWRITE操作はstateidを含んでいます。 nfs_lockownerがロックされた範囲の中でさまざまなバイトにREADかWRITEを実行するなら、適切な錠(記録するか、または共有する)が持たれているのを示すのに、stateid(以前に、サーバで戻る)を使用しなければなりません。 状態が全くクライアント(記録的な錠かシェア錠のどちらか)によって設置されないなら、すべてのビット0のstateidは使用されています。 闘争していない錠がファイルの上で持たれているなら、サーバはREADかWRITE操作を調整するかもしれません。 明白な錠との闘争が起こるなら、誤りは操作(NFS4ERR_LOCKED)のために返されます。 これで、「義務的なロック」は実装します。
A stateid of all bits 1 (one) allows READ operations to bypass record locking checks at the server. However, WRITE operations with stateid with bits all 1 (one) do not bypass record locking checks. File locking checks are handled by the OPEN operation (see the section "OPEN/CLOSE Operations").
すべてのビット1(1)のstateidはサーバでチェックをロックするバイパス・レコードへの操作をREADに許します。しかしながら、1(1)ビットがあるstateidとのWRITE操作はバイパス・レコードロックでないのにチェックします。 ファイルのロックチェックはオープン操作で扱われます(「開いているか厳密な操作」というセクションを見てください)。
An explicit lock may not be granted while a READ or WRITE operation with conflicting implicit locking is being performed.
闘争の暗黙のロックによるREADかWRITE操作が実行されている間、明白な錠は与えられないかもしれません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 55] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[55ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
8.1.5. Sequencing of Lock Requests
8.1.5. ロック要求の配列
Locking is different than most NFS operations as it requires "at- most-one" semantics that are not provided by ONCRPC. ONCRPC over a reliable transport is not sufficient because a sequence of locking requests may span multiple TCP connections. In the face of retransmission or reordering, lock or unlock requests must have a well defined and consistent behavior. To accomplish this, each lock request contains a sequence number that is a consecutively increasing integer. Different nfs_lockowners have different sequences. The server maintains the last sequence number (L) received and the response that was returned.
ロックが必要であるようにほとんどのNFS操作と異なっている、「-、だいたいの1つ、」 意味論はONCRPCを提供しませんでした。 ロック要求の系列が複数のTCP接続にかかるかもしれないので、信頼できる輸送の上のONCRPCは十分ではありません。 「再-トランスミッション」か再命令に直面して、錠かアンロック要求には、よく定義されて、一貫した振舞いがなければなりません。 これを達成するために、それぞれのロック要求は連続して増加する整数である一連番号を含んでいます。 異なったnfs_lockownersには、異なった系列があります。 サーバは(L)が受けた最後の一連番号と返された応答を維持します。
Note that for requests that contain a sequence number, for each nfs_lockowner, there should be no more than one outstanding request.
一連番号を含む要求、各nfs_lockownerのために、1つ未満の傑出している要求があるべきであることに注意してください。
If a request with a previous sequence number (r < L) is received, it is rejected with the return of error NFS4ERR_BAD_SEQID. Given a properly-functioning client, the response to (r) must have been received before the last request (L) was sent. If a duplicate of last request (r == L) is received, the stored response is returned. If a request beyond the next sequence (r == L + 2) is received, it is rejected with the return of error NFS4ERR_BAD_SEQID. Sequence history is reinitialized whenever the client verifier changes.
前の一連番号(r<L)がある要求が受信されているなら、それは誤りNFS4ERR_BAD_SEQIDの復帰で拒絶されます。 適切に機能しているクライアントを考えて、最後の要求(L)を送る前に(r)への応答を受けたに違いありません。 最後の要求(r=L)の写しが受け取られているなら、保存された応答を返します。 次の系列(r=L+2)を超えた要求が受信されているなら、それは誤りNFS4ERR_BAD_SEQIDの復帰で拒絶されます。 クライアント検証が変化するときはいつも、系列歴史は再初期化されます。
Since the sequence number is represented with an unsigned 32-bit integer, the arithmetic involved with the sequence number is mod 2^32.
一連番号が未署名の32ビットの整数で表されるので、一連番号にかかわる演算はモッズ風の2^32です。
It is critical the server maintain the last response sent to the client to provide a more reliable cache of duplicate non-idempotent requests than that of the traditional cache described in [Juszczak]. The traditional duplicate request cache uses a least recently used algorithm for removing unneeded requests. However, the last lock request and response on a given nfs_lockowner must be cached as long as the lock state exists on the server.
それは重要です。サーバは、最後の応答が写し非ベキ等元要求の、より信頼できるキャッシュを提供するために[Juszczak]で説明された伝統的なキャッシュのものよりクライアントに発信したと主張します。 伝統的な写し要求キャッシュは、不要な要求を取り除くのに最も最近でない中古のアルゴリズムを使用します。 しかしながら、ロック状態がサーバに存在している限り、与えられたnfs_lockownerにおける最後のロック要求と応答をキャッシュしなければなりません。
8.1.6. Recovery from Replayed Requests
8.1.6. 再演された要求からの回復
As described above, the sequence number is per nfs_lockowner. As long as the server maintains the last sequence number received and follows the methods described above, there are no risks of a Byzantine router re-sending old requests. The server need only maintain the nfs_lockowner, sequence number state as long as there are open files or closed files with locks outstanding.
上で説明されるように、一連番号がnfs_lockowner単位であります。 サーバが、最後の一連番号が上で説明されたメソッドを受けて、従うと主張する限り、古い要求を再送する込み入ったルータのリスクが全くありません。 オープン・ファイルか錠が傑出しているメガネ・ファイルがある限り、サーバは、nfs_がlockowner、一連番号状態であることを支持するだけでよいです。
Shepler, et al. Standards Track [Page 56] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[56ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
LOCK, LOCKU, OPEN, OPEN_DOWNGRADE, and CLOSE each contain a sequence number and therefore the risk of the replay of these operations resulting in undesired effects is non-existent while the server maintains the nfs_lockowner state.
したがって、LOCK、LOCKU、オープン、オープン_DOWNGRADE、およびそれぞれCLOSEは一連番号を含んでいて、サーバはnfs_lockowner状態を維持しますが、望まれない効果をもたらすこれらの操作の再生のリスクは実在しません。
8.1.7. Releasing nfs_lockowner State
8.1.7. nfs_lockowner州をリリースします。
When a particular nfs_lockowner no longer holds open or file locking state at the server, the server may choose to release the sequence number state associated with the nfs_lockowner. The server may make this choice based on lease expiration, for the reclamation of server memory, or other implementation specific details. In any event, the server is able to do this safely only when the nfs_lockowner no longer is being utilized by the client. The server may choose to hold the nfs_lockowner state in the event that retransmitted requests are received. However, the period to hold this state is implementation specific.
特定のnfs_lockownerがもうサーバで戸外かファイルのロック状態を保持しないとき、サーバは、nfs_lockownerに関連している一連番号状態をリリースするのを選ぶかもしれません。 サーバはリース満了に基づくこの選択をするかもしれません、サーバメモリ、または他の実装の特定の詳細の改善のために。 とにかく、サーバはnfs_lockownerであるときにだけ安全にこれができるのが、もうクライアントによって利用しないことにされるのであるということです。 再送された要求が受信されている場合、サーバは、nfs_lockowner状態を保持するのを選ぶかもしれません。 しかしながら、この状態を保持する期間は実装特有です。
In the case that a LOCK, LOCKU, OPEN_DOWNGRADE, or CLOSE is retransmitted after the server has previously released the nfs_lockowner state, the server will find that the nfs_lockowner has no files open and an error will be returned to the client. If the nfs_lockowner does have a file open, the stateid will not match and again an error is returned to the client.
サーバが以前にnfs_lockowner状態をリリースした後にLOCK、LOCKU、オープン_DOWNGRADE、またはCLOSEが再送されて、サーバは、nfs_lockownerがファイルを全く開かせないのがわかるでしょう、そして、誤りはクライアントに返されるでしょう。 nfs_lockownerがファイルを開かせると、stateidは合わないでしょう、そして、一方、誤りはクライアントに返されます。
In the case that an OPEN is retransmitted and the nfs_lockowner is being used for the first time or the nfs_lockowner state has been previously released by the server, the use of the OPEN_CONFIRM operation will prevent incorrect behavior. When the server observes the use of the nfs_lockowner for the first time, it will direct the client to perform the OPEN_CONFIRM for the corresponding OPEN. This sequence establishes the use of an nfs_lockowner and associated sequence number. See the section "OPEN_CONFIRM - Confirm Open" for further details.
オープンが再送されて、nfs_lockownerが初めて、使用されているか、またはnfs_lockowner状態が以前にサーバによってリリースされて、オープン_CONFIRM操作の使用は不正確な振舞いを防ぐでしょう。 サーバが初めてnfs_lockownerの使用を観測するとき、それは、_オープンCONFIRMを対応するオープンに実行するようクライアントに指示するでしょう。 この系列はnfs_lockownerと関連一連番号の使用を確立します。 詳細のための「_が確認する戸外--開くように確認してください」というセクションを見てください。
8.2. Lock Ranges
8.2. ロック範囲
The protocol allows a lock owner to request a lock with one byte range and then either upgrade or unlock a sub-range of the initial lock. It is expected that this will be an uncommon type of request. In any case, servers or server file systems may not be able to support sub-range lock semantics. In the event that a server receives a locking request that represents a sub-range of current locking state for the lock owner, the server is allowed to return the error NFS4ERR_LOCK_RANGE to signify that it does not support sub- range lock operations. Therefore, the client should be prepared to receive this error and, if appropriate, report the error to the requesting application.
プロトコルで、次に、ロック所有者は、初期の錠のサブ範囲を1バイトの範囲がある錠を要求して、アップグレードするか、またはアンロックします。 これが珍しいタイプの要求になると予想されます。 どのような場合でも、サーバかサーバファイルシステムがサブ範囲ロック意味論をサポートすることができないかもしれません。 サーバがロック所有者のために現在のロック状態のサブ範囲を表すロック要求を受け取る場合、サーバは、サブ範囲ロック操作をサポートしないのを意味するように誤りNFS4ERR_LOCK_RANGEを返すことができます。 したがって、クライアントは、この誤りを受けて、適切であるなら要求アプリケーションに誤りを報告する用意ができているべきです。
Shepler, et al. Standards Track [Page 57] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[57ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
The client is discouraged from combining multiple independent locking ranges that happen to be adjacent into a single request since the server may not support sub-range requests and for reasons related to the recovery of file locking state in the event of server failure. As discussed in the section "Server Failure and Recovery" below, the server may employ certain optimizations during recovery that work effectively only when the client's behavior during lock recovery is similar to the client's locking behavior prior to server failure.
クライアントはサーバがサブ範囲要求をサポートしないかもしれないのでたまたまただ一つの要求に隣接している範囲をロックする複数の独立者を結合して、ファイルのロック状態のサーバ失敗の場合、回復に関連する理由でがっかりしています。 以下の「サーバ失敗と回復」というセクションで議論するように、サーバは回復の間のロック回復の間のクライアントの振舞いがクライアントがサーバ失敗の前に振舞いをロックするのと同様であるときにだけ力を発揮するある最適化を使うかもしれません。
8.3. Blocking Locks
8.3. 錠を妨げます。
Some clients require the support of blocking locks. The NFS version 4 protocol must not rely on a callback mechanism and therefore is unable to notify a client when a previously denied lock has been granted. Clients have no choice but to continually poll for the lock. This presents a fairness problem. Two new lock types are added, READW and WRITEW, and are used to indicate to the server that the client is requesting a blocking lock. The server should maintain an ordered list of pending blocking locks. When the conflicting lock is released, the server may wait the lease period for the first waiting client to re-request the lock. After the lease period expires the next waiting client request is allowed the lock. Clients are required to poll at an interval sufficiently small that it is likely to acquire the lock in a timely manner. The server is not required to maintain a list of pending blocked locks as it is used to increase fairness and not correct operation. Because of the unordered nature of crash recovery, storing of lock state to stable storage would be required to guarantee ordered granting of blocking locks.
ブロッキング錠のサポートを必要とするクライアントもいます。 以前に否定された錠を与えたとき、NFSバージョン4プロトコルは、コールバックメカニズムを当てにしてはいけなくて、したがって、クライアントに通知できません。 クライアントは絶えず錠に投票せざるを得ません。 これは公正問題を提示します。 READWとWRITEW、2つの新しいロックタイプが加えられる、クライアントがブロッキング錠を要求しているのをサーバに示すために、使用されます。 サーバは未定のブロッキング錠の規則正しいリストを維持するべきです。 闘争錠がリリースされるとき、サーバは錠を再要求する最初の待ちクライアントのためにリースの期間を待つかもしれません。 リースの期間が期限が切れた後に、錠は次の待ちクライアント要求に許容されています。 間隔を置いて、クライアントは十分小さく投票しなければなりません。それは直ちに錠を入手しそうです。 サーバは、それが正しい操作ではなく、公正を増強するのに使用されるとき未定の妨げられた錠のリストを維持するのに必要ではありません。 速成の回復の順不同の本質のために、安定貯蔵へのロック状態の保存が、ブロッキング錠を命令された与えることを保証するのに必要でしょう。
Servers may also note the lock types and delay returning denial of the request to allow extra time for a conflicting lock to be released, allowing a successful return. In this way, clients can avoid the burden of needlessly frequent polling for blocking locks. The server should take care in the length of delay in the event the client retransmits the request.
また、サーバは闘争錠がリリースされる延長時間を許容するという要求の拒絶を返すロックタイプと遅れに注意するかもしれません、うまくいっているリターンを許容して。 このように、クライアントは錠を妨げるための不必要に頻繁な世論調査の負担を避けることができます。 サーバは、イベントにおける、遅れの長さでクライアントが要求を再送することに注意するべきです。
8.4. Lease Renewal
8.4. リース更新
The purpose of a lease is to allow a server to remove stale locks that are held by a client that has crashed or is otherwise unreachable. It is not a mechanism for cache consistency and lease renewals may not be denied if the lease interval has not expired.
リースの目的は、サーバがダウンしたクライアントによって持たれている聞き古した錠を取り外すのを許容するためにあるか、またはそうでなければ、手が届きません。 それはキャッシュの一貫性のためのメカニズムではありません、そして、リース間隔が期限が切れていないなら、リース更新は否定されないかもしれません。
The following events cause implicit renewal of all of the leases for a given client (i.e. all those sharing a given clientid). Each of these is a positive indication that the client is still active and
以下のイベントは与えられたクライアント(すなわち、与えられたclientidを共有するすべてのもの)のためにリースのすべての暗黙の更新を引き起こします。 そしてそれぞれのこれらがクライアントがまだ活発であるという積極的な指示である。
Shepler, et al. Standards Track [Page 58] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[58ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
that the associated state held at the server, for the client, is still valid.
クライアントには、準国家がサーバで成立したのは、まだ有効です。
o An OPEN with a valid clientid.
o 有効なclientidとのオープン。
o Any operation made with a valid stateid (CLOSE, DELEGRETURN, LOCK,
LOCKU, OPEN, OPEN_CONFIRM, READ, RENEW, SETATTR, WRITE). This
does not include the special stateids of all bits 0 or all bits 1.
o どんな操作も有効なstateidで(CLOSE、DELEGRETURN、LOCK、LOCKU、オープン、オープン_CONFIRM、READ、RENEW、SETATTR、WRITE)を作りました。 これはすべてのビット0かすべてのビット1の特別なstateidsを含んでいません。
Note that if the client had restarted or rebooted, the client
would not be making these requests without issuing the
SETCLIENTID operation. The use of the SETCLIENTID operation
(possibly with the addition of the optional SETCLIENTID_CONFIRM
operation) notifies the server to drop the locking state
associated with the client.
クライアントがクライアントが再開したか、またはリブートしたなら、SETCLIENTID操作を発行しないでこれらの要求をしていないことに注意してください。 SETCLIENTID操作(ことによると任意のSETCLIENTID_CONFIRM操作の追加がある)の使用は、サーバがクライアントに関連しているロック状態を下げるように通知します。
If the server has rebooted, the stateids (NFS4ERR_STALE_STATEID
error) or the clientid (NFS4ERR_STALE_CLIENTID error) will not
be valid hence preventing spurious renewals.
サーバがリブートされたなら、stateids(NFS4ERR_STALE_STATEID誤り)かclientid(NFS4ERR_STALE_CLIENTID誤り)が、したがって、偽りの更新を防ぎながら、有効にならないでしょう。
This approach allows for low overhead lease renewal which scales well. In the typical case no extra RPC calls are required for lease renewal and in the worst case one RPC is required every lease period (i.e. a RENEW operation). The number of locks held by the client is not a factor since all state for the client is involved with the lease renewal action.
このアプローチは低い頭上のリース更新のためにどのスケールをよく許容するか。 典型的な場合では、どんな付加的なRPC呼び出しもリース更新に必要ではありません、そして、最悪の場合には1RPCがいつもリースの期間(すなわち、RENEW操作)に必要です。 クライアントのためのすべての状態がリース更新動作にかかわるので、クライアントによって持たれていた錠の数は要素ではありません。
Since all operations that create a new lease also renew existing leases, the server must maintain a common lease expiration time for all valid leases for a given client. This lease time can then be easily updated upon implicit lease renewal actions.
また、新しいリースを作成するすべての操作が既存のリースを更新するので、サーバは与えられたクライアントのためにすべての有効なリースのための一般的なリース満了時間を維持しなければなりません。 そして、暗黙のリース更新動作のときに容易にこのリース時間をアップデートできます。
8.5. Crash Recovery
8.5. クラッシュリカバリ
The important requirement in crash recovery is that both the client and the server know when the other has failed. Additionally, it is required that a client sees a consistent view of data across server restarts or reboots. All READ and WRITE operations that may have been queued within the client or network buffers must wait until the client has successfully recovered the locks protecting the READ and WRITE operations.
速成の回復における重要な要件はクライアントとサーバの両方が、もう片方がいつ失敗したかを知っているということです。 さらに、クライアントが、サーバの向こう側の一貫したデータに対する所見が再開するか、またはリブートされるのを見るのが必要です。 クライアントが首尾よくREADとWRITE操作を保護する錠を回収するまで、クライアントかネットワーク・バッファの中に列に並ばせられたかもしれないすべてのREADとWRITE操作は待たなければなりません。
8.5.1. Client Failure and Recovery
8.5.1. クライアント失敗と回復
In the event that a client fails, the server may recover the client's locks when the associated leases have expired. Conflicting locks from another client may only be granted after this lease expiration. If the client is able to restart or reinitialize within the lease
関連リースが期限が切れたとき、クライアントが失敗する場合、サーバはクライアントの錠を回収するかもしれません。 このリース満了の後に別のクライアントからの闘争錠を与えるだけであるかもしれません。 クライアントがリースの中で再開するか、または再初期化できるなら
Shepler, et al. Standards Track [Page 59] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[59ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
period the client may be forced to wait the remainder of the lease period before obtaining new locks.
新しい錠を入手する前にクライアントがやむを得ずリースの期間の残りを待つかもしれない期間。
To minimize client delay upon restart, lock requests are associated with an instance of the client by a client supplied verifier. This verifier is part of the initial SETCLIENTID call made by the client. The server returns a clientid as a result of the SETCLIENTID operation. The client then confirms the use of the verifier with SETCLIENTID_CONFIRM. The clientid in combination with an opaque owner field is then used by the client to identify the lock owner for OPEN. This chain of associations is then used to identify all locks for a particular client.
再開のときにクライアント遅れを最小にするために、ロック要求はクライアントごとの検証を供給するインスタンスに関連しています。 この検証はクライアントによってかけられた初期のSETCLIENTID電話の一部です。 サーバはSETCLIENTID操作の結果、clientidを返します。 そして、クライアントはSETCLIENTID_CONFIRMとの検証の使用を確認します。 そして、不透明な所有者分野と組み合わせたclientidは、ロック所有者をオープンに特定するのにクライアントによって使用されます。 そして、協会のこのチェーンは、特定のクライアントのためにすべての錠を特定するのに使用されます。
Since the verifier will be changed by the client upon each initialization, the server can compare a new verifier to the verifier associated with currently held locks and determine that they do not match. This signifies the client's new instantiation and subsequent loss of locking state. As a result, the server is free to release all locks held which are associated with the old clientid which was derived from the old verifier.
検証が各初期化のときにクライアントによって変えられるので、サーバは、現在開催された錠に関連している検証と新しい検証を比較して、合っていないことを決定できます。 これはクライアントのロック状態の新しい具体化とその後の損失を意味します。 その結果、サーバは無料で錠が保持した古い検証から得られた古いclientidに関連しているすべてをリリースできます。
For secure environments, a change in the verifier must only cause the release of locks associated with the authenticated requester. This is required to prevent a rogue entity from freeing otherwise valid locks.
安全な環境のために、検証における変化は認証されたリクエスタに関連している錠のリリースを引き起こすだけでよいです。 これが、そうでなければ、有効な錠を解放するのからの凶暴な実体を防ぐのに必要です。
Note that the verifier must have the same uniqueness properties of the verifier for the COMMIT operation.
検証にはCOMMIT操作のための検証の同じユニークさの特性がなければならないことに注意してください。
8.5.2. Server Failure and Recovery
8.5.2. サーバ失敗と回復
If the server loses locking state (usually as a result of a restart or reboot), it must allow clients time to discover this fact and re- establish the lost locking state. The client must be able to re- establish the locking state without having the server deny valid requests because the server has granted conflicting access to another client. Likewise, if there is the possibility that clients have not yet re-established their locking state for a file, the server must disallow READ and WRITE operations for that file. The duration of this recovery period is equal to the duration of the lease period.
サーバが状態(通常再開かリブートの結果、)をロックしながら損をするなら、それはこの事実を発見して、無くなっているロック状態を再設置するクライアント時間を許容しなければなりません。 サーバが別のクライアントへの闘争アクセスを承諾したのでサーバに有効な要求を否定させないで、クライアントはロック状態を再設置できなければなりません。 同様に、クライアントがファイルのために彼らのロック状態をまだ復職させていない可能性があれば、サーバはそのファイルのためのREADとWRITE操作を禁じなければなりません。 この回復の期間の持続時間はリースの期間の持続時間と等しいです。
A client can determine that server failure (and thus loss of locking state) has occurred, when it receives one of two errors. The NFS4ERR_STALE_STATEID error indicates a stateid invalidated by a reboot or restart. The NFS4ERR_STALE_CLIENTID error indicates a clientid invalidated by reboot or restart. When either of these are received, the client must establish a new clientid (See the section "Client ID") and re-establish the locking state as discussed below.
クライアントは、サーバ失敗(そして、その結果、ロック状態の損失)が起こったと決心できます、2つの誤りの1つを受け取るとき。 NFS4ERR_STALE_STATEID誤りはリブートか再開で無効にされたstateidを示します。 NFS4ERR_STALE_CLIENTID誤りはリブートか再開で無効にされたclientidを示します。 いつを受け取って、クライアントは、以下で議論するように新しいclientid(「クライアントID」というセクションを見る)を設立して、ロック状態を復職させなければなりません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 60] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[60ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
The period of special handling of locking and READs and WRITEs, equal in duration to the lease period, is referred to as the "grace period". During the grace period, clients recover locks and the associated state by reclaim-type locking requests (i.e. LOCK requests with reclaim set to true and OPEN operations with a claim type of CLAIM_PREVIOUS). During the grace period, the server must reject READ and WRITE operations and non-reclaim locking requests (i.e. other LOCK and OPEN operations) with an error of NFS4ERR_GRACE.
ロック、READs、およびWRITEsの特別な取り扱いの持続時間においてリースの期間と等しい一区切りは「据置期間」と呼ばれます。 据置期間の間、クライアントがタイプを取り戻しているロック要求で錠と準国家を回収する、(すなわち、LOCK要求、開墾、クレーム_PREVIOUSのクレームタイプとの本当、そして、オープン操作へのセット) そして、据置期間の間、サーバがREADとWRITE操作を拒絶しなければならない、非、開墾、ロックはNFS4ERR_グレースの誤りで(すなわち、他のLOCKとオープン操作)を要求します。
If the server can reliably determine that granting a non-reclaim request will not conflict with reclamation of locks by other clients, the NFS4ERR_GRACE error does not have to be returned and the non- reclaim client request can be serviced. For the server to be able to service READ and WRITE operations during the grace period, it must again be able to guarantee that no possible conflict could arise between an impending reclaim locking request and the READ or WRITE operation. If the server is unable to offer that guarantee, the NFS4ERR_GRACE error must be returned to the client.
クライアント要求を取り戻してください。そして、サーバがaを与えながらそれを確かに決定できる、非、開墾、要求は他のクライアントによる錠の再生と衝突しないでしょう、返すために誤りにはないNFS4ERR_グレース、非、修理できます。 サーバが据置期間の間、READとWRITE操作を調整できます、再びどんな可能な闘争も迫ることの間に起こることができなかったのを保証できなければならないということであるには、要求をロックして、READかWRITE操作を取り戻してください。 サーバがその保証を提供できないなら、NFS4ERR_グレース誤りをクライアントに返さなければなりません。
For a server to provide simple, valid handling during the grace period, the easiest method is to simply reject all non-reclaim locking requests and READ and WRITE operations by returning the NFS4ERR_GRACE error. However, a server may keep information about granted locks in stable storage. With this information, the server could determine if a regular lock or READ or WRITE operation can be safely processed.
最も簡単なメソッドがサーバが据置期間の間、簡単で、有効な取り扱いを提供するためには、単にすべてを拒絶することである、非、開墾、NFS4ERR_グレース誤りを返すことによって、要求、READ、およびWRITE操作をロックします。 しかしながら、サーバは安定貯蔵に与えられた錠の情報を保つかもしれません。 この情報で、サーバは、安全に通常の錠、READまたはWRITE操作を処理できるかどうか決定するかもしれません。
For example, if a count of locks on a given file is available in stable storage, the server can track reclaimed locks for the file and when all reclaims have been processed, non-reclaim locking requests may be processed. This way the server can ensure that non-reclaim locking requests will not conflict with potential reclaim requests. With respect to I/O requests, if the server is able to determine that there are no outstanding reclaim requests for a file by information from stable storage or another similar mechanism, the processing of I/O requests could proceed normally for the file.
例えば、当然のことのファイルにおける錠のカウントが利用可能であるなら安定貯蔵、ファイルといつの間の缶の道の開墾された錠がすべて、取り戻すサーバでは、処理されてください、そうした、非、開墾、要求をロックするのは処理されるかもしれません。 サーバがそれを確実にすることができるこの方法、非、開墾、要求をロックして、可能性との闘争は要求を取り戻さないでしょうか? サーバがそこでそれを決定できるのが、未払いのノーであるということであるなら、入出力要求に関して、安定貯蔵か別の同様のメカニズム(通常、要求がファイルのために続かせることができた入出力の処理)からの情報でファイルに関する要求を取り戻してください。
To reiterate, for a server that allows non-reclaim lock and I/O requests to be processed during the grace period, it MUST determine that no lock subsequently reclaimed will be rejected and that no lock subsequently reclaimed would have prevented any I/O operation processed during the grace period.
それが許容するサーバのために繰り返す、非、開墾、据置期間の間に処理されるという錠と入出力要求、それは次に開墾されなかった錠が全く拒絶されて、次に開墾されなかった錠が全く据置期間の間に処理されたどんな入出力操作も防いだことを決定しなければなりません。
Clients should be prepared for the return of NFS4ERR_GRACE errors for non-reclaim lock and I/O requests. In this case the client should employ a retry mechanism for the request. A delay (on the order of several seconds) between retries should be used to avoid overwhelming the server. Further discussion of the general is included in
クライアントがNFS4ERR_グレース誤りの復帰のために用意ができているべきである、非、開墾、錠と入出力要求。 この場合、クライアントは要求に再試行メカニズムを使うべきです。 再試行の間の遅れ(数秒の注文での)は、サーバを圧倒するのを避けるのに使用されるべきです。司令官のさらなる議論は中に含まれています。
Shepler, et al. Standards Track [Page 61] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[61ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
[Floyd]. The client must account for the server that is able to perform I/O and non-reclaim locking requests within the grace period as well as those that can not do so.
[フロイド。] そして、クライアントが入出力を実行できるサーバを説明しなければならない、非、開墾、ロックは、それらと同様に据置期間中にそれがそうできないよう要求します。
A reclaim-type locking request outside the server's grace period can only succeed if the server can guarantee that no conflicting lock or I/O request has been granted since reboot or restart.
サーバがリブート以来どんな闘争錠も入出力要求も承諾されていないのを保証するか、または再開できる場合にだけ、サーバの据置期間のタイプを取り戻しているロック要求は成功できます。
8.5.3. Network Partitions and Recovery
8.5.3. ネットワークパーティションと回復
If the duration of a network partition is greater than the lease period provided by the server, the server will have not received a lease renewal from the client. If this occurs, the server may free all locks held for the client. As a result, all stateids held by the client will become invalid or stale. Once the client is able to reach the server after such a network partition, all I/O submitted by the client with the now invalid stateids will fail with the server returning the error NFS4ERR_EXPIRED. Once this error is received, the client will suitably notify the application that held the lock.
ネットワークパーティションの持続時間がサーバによって提供されたリースの期間より大きいなら、サーバはクライアントからリース更新を受けていないでしょう。 これが起こるなら、サーバはクライアントのために持たれていたすべての錠を解放するかもしれません。 その結果、クライアントによって持たれていたすべてのstateidsが無効であるか聞き古したであるなるでしょう。 クライアントがそのようなネットワークパーティションの後にいったんサーバに達することができると、サーバが誤りNFS4ERR_EXPIREDを返していて、現在無効のstateidsでクライアントによって提出されたすべての入出力が失敗するでしょう。 この誤りがいったん受け取られているようになると、クライアントは適当に錠を支えたアプリケーションに通知するでしょう。
As a courtesy to the client or as an optimization, the server may continue to hold locks on behalf of a client for which recent communication has extended beyond the lease period. If the server receives a lock or I/O request that conflicts with one of these courtesy locks, the server must free the courtesy lock and grant the new request.
クライアントへの礼儀として、または、最適化として、サーバは、最近のコミュニケーションがリースの期間に広がったクライアントを代表して錠を持ち続けるかもしれません。 サーバがこれらの礼儀錠の1つと衝突する錠か入出力要求を受け取るなら、サーバは、礼儀錠を解放して、新しい要求を承諾しなければなりません。
If the server continues to hold locks beyond the expiration of a client's lease, the server MUST employ a method of recording this fact in its stable storage. Conflicting locks requests from another client may be serviced after the lease expiration. There are various scenarios involving server failure after such an event that require the storage of these lease expirations or network partitions. One scenario is as follows:
サーバが、クライアントのリースの満了を超えて錠を持ち続けているなら、サーバはこの事実を安定貯蔵に記録するメソッドを使わなければなりません。 錠が別のクライアントから要求する闘争はリース満了の後に修理されるかもしれません。 これらのストレージを必要とするそのようなイベントが満期かネットワークパーティションを賃貸した後にサーバ失敗にかかわる様々なシナリオがあります。 1つのシナリオは以下の通りです:
A client holds a lock at the server and encounters a network
partition and is unable to renew the associated lease. A
second client obtains a conflicting lock and then frees the
lock. After the unlock request by the second client, the
server reboots or reinitializes. Once the server recovers, the
network partition heals and the original client attempts to
reclaim the original lock.
クライアントは、サーバで錠を持って、ネットワークパーティションに遭遇して、関連リースを更新できません。 2番目のクライアントは、闘争錠を入手して、次に、錠を解放します。 2番目のクライアントによるアンロック要求の後に、サーバは、リブートするか、または再初期化されます。 サーバがいったん回復すると、ネットワークパーティションは回復します、そして、オリジナルのクライアントはオリジナルの錠を開墾するのを試みます。
In this scenario and without any state information, the server will allow the reclaim and the client will be in an inconsistent state because the server or the client has no knowledge of the conflicting lock.
そして、このシナリオ、および少しも州の情報のない意志が許容するサーバ、開墾、サーバかクライアントには闘争錠に関する知識が全くないので、クライアントは矛盾した状態にあるでしょう。
Shepler, et al. Standards Track [Page 62] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[62ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
The server may choose to store this lease expiration or network partitioning state in a way that will only identify the client as a whole. Note that this may potentially lead to lock reclaims being denied unnecessarily because of a mix of conflicting and non- conflicting locks. The server may also choose to store information about each lock that has an expired lease with an associated conflicting lock. The choice of the amount and type of state information that is stored is left to the implementor. In any case, the server must have enough state information to enable correct recovery from multiple partitions and multiple server failures.
サーバは、全体でクライアントを特定するだけである方法でこのリース満了かネットワーク仕切りの状態を保存するのを選ぶかもしれません。 これがロックするのを潜在的に導くかもしれないというメモは闘争するミックスのために不必要に否定されて、非闘争している錠を開墾します。 また、サーバは、関連闘争錠による満期のリースを持っている各錠の情報を保存するのを選ぶかもしれません。 保存される州の情報の量とタイプの選択は作成者に任せます。 どのような場合でも、サーバで、十分は、複数のパーティションと複数のサーバ失敗からの正しい回復を可能にするために情報を述べなければなりません。
8.6. Recovery from a Lock Request Timeout or Abort
8.6. ロック要求タイムアウトかアボートからの回復
In the event a lock request times out, a client may decide to not retry the request. The client may also abort the request when the process for which it was issued is terminated (e.g. in UNIX due to a signal. It is possible though that the server received the request and acted upon it. This would change the state on the server without the client being aware of the change. It is paramount that the client re-synchronize state with server before it attempts any other operation that takes a seqid and/or a stateid with the same nfs_lockowner. This is straightforward to do without a special re- synchronize operation.
イベントaロック要求回数のときに、外では、クライアントは、要求を再試行しないと決めるかもしれません。 また、クライアントはそれが発行されたプロセスが終えられる要求を中止するかもしれません。例えば、それであるのにもかかわらずの. それが可能であるという信号によるUNIXでは、サーバは、要求を受け取って、それに作用しました。(これは、変化を意識しているので、サーバでクライアントなしで状態を変えるでしょう; 同じnfs_lockownerでseqid、そして/または、stateidを取るいかなる他の操作も試みる前にクライアントが状態をサーバと再同期させるのは、最高のです。これは、特別番組なしで操作を再同時にさせるために簡単です。
Since the server maintains the last lock request and response received on the nfs_lockowner, for each nfs_lockowner, the client should cache the last lock request it sent such that the lock request did not receive a response. From this, the next time the client does a lock operation for the nfs_lockowner, it can send the cached request, if there is one, and if the request was one that established state (e.g. a LOCK or OPEN operation) the client can follow up with a request to remove the state (e.g. a LOCKU or CLOSE operation). With this approach, the sequencing and stateid information on the client and server for the given nfs_lockowner will re-synchronize and in turn the lock state will re-synchronize.
サーバがnfs_lockownerに受け取られた最後のロック要求と応答を維持するので、各nfs_lockownerに関して、クライアントがそれが送った最後のロック要求をキャッシュするべきであるので、ロック要求は応答を受けませんでした。 これから、クライアントがnfs_lockownerのためにロック操作をする次の時にキャッシュされた要求を送ることができます、1つがあって、クライアントが要求が状態(例えば、LOCKかオープン操作)を設置したものであったなら引き続いて、状態(例えば、LOCKUかCLOSE操作)を取り除くという要求ができるなら。 このアプローチと、与えられたnfs_lockownerのためのクライアントとサーバの配列とstateid情報は再同期するでしょう、そして、順番に、ロック状態は再同期するでしょう。
8.7. Server Revocation of Locks
8.7. 錠のサーバ取消し
At any point, the server can revoke locks held by a client and the client must be prepared for this event. When the client detects that its locks have been or may have been revoked, the client is responsible for validating the state information between itself and the server. Validating locking state for the client means that it must verify or reclaim state for each lock currently held.
任意な点では、サーバがクライアントによって持たれていた錠を取り消すことができます、そして、クライアントがこのイベントのために用意ができていなければなりません。 クライアントがそれを検出すると、錠は、あったか、または取り消されたかもしれなくて、クライアントはそれ自体とサーバの間の州の情報を有効にするのに責任があります。クライアントのためにロック状態を有効にするのは、現在持たれている各錠のために状態を確かめなければならないか、または取り戻さなければならないことを意味します。
Shepler, et al. Standards Track [Page 63] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[63ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
The first instance of lock revocation is upon server reboot or re- initialization. In this instance the client will receive an error (NFS4ERR_STALE_STATEID or NFS4ERR_STALE_CLIENTID) and the client will proceed with normal crash recovery as described in the previous section.
サーバリブートか再初期化にはロック取消しの最初のインスタンスがあります。 この場合クライアントは誤り(NFS4ERR_STALE_STATEIDかNFS4ERR_STALE_CLIENTID)を受けるでしょう、そして、クライアントは前項で説明されるように正常な速成の回復を続けるでしょう。
The second lock revocation event is the inability to renew the lease period. While this is considered a rare or unusual event, the client must be prepared to recover. Both the server and client will be able to detect the failure to renew the lease and are capable of recovering without data corruption. For the server, it tracks the last renewal event serviced for the client and knows when the lease will expire. Similarly, the client must track operations which will renew the lease period. Using the time that each such request was sent and the time that the corresponding reply was received, the client should bound the time that the corresponding renewal could have occurred on the server and thus determine if it is possible that a lease period expiration could have occurred.
2番目のロック取消しイベントはリースの期間を更新できないことです。 これがまれであるか珍しいイベントであると考えられている間、クライアントは回復する用意ができていなければなりません。サーバとクライアントは、ともに、リースを更新しないことを検出できて、データの汚染なしで回復できます。 サーバによって、それは、クライアントのために修理された最後の更新イベントを追跡して、リースがいつ期限が切れるかを知っています。 同様に、クライアントはリースの期間を更新する操作を追跡しなければなりません。 そのような各要求を送った時間と対応する回答を受け取った時間を費やして、クライアントは、対応する更新がサーバに起こったかもしれない時にバウンドして、その結果、リース期間の満了が起こったかもしれないのが、可能であるかどうかと決心するべきです。
The third lock revocation event can occur as a result of administrative intervention within the lease period. While this is considered a rare event, it is possible that the server's administrator has decided to release or revoke a particular lock held by the client. As a result of revocation, the client will receive an error of NFS4ERR_EXPIRED and the error is received within the lease period for the lock. In this instance the client may assume that only the nfs_lockowner's locks have been lost. The client notifies the lock holder appropriately. The client may not assume the lease period has been renewed as a result of failed operation.
3番目のロック取消しイベントはリースの期間中に管理介入の結果、起こることができます。 これはめったにない事件であると考えられますが、サーバの管理者が、クライアントによって持たれていた特定の錠をリリースするか、または取り消すと決めたのは、可能です。 取消しの結果、クライアントはNFS4ERR_EXPIREDの誤りを受けるでしょう、そして、リースの期間中に錠のために誤りを受けます。 この場合クライアントは、nfs_lockownerだけの錠がなくされたと仮定するかもしれません。 クライアントは適切にロック所有者に通知します。 クライアントは、リースの期間が失敗した操作の結果、更新されたと仮定しないかもしれません。
When the client determines the lease period may have expired, the client must mark all locks held for the associated lease as "unvalidated". This means the client has been unable to re-establish or confirm the appropriate lock state with the server. As described in the previous section on crash recovery, there are scenarios in which the server may grant conflicting locks after the lease period has expired for a client. When it is possible that the lease period has expired, the client must validate each lock currently held to ensure that a conflicting lock has not been granted. The client may accomplish this task by issuing an I/O request, either a pending I/O or a zero-length read, specifying the stateid associated with the lock in question. If the response to the request is success, the client has validated all of the locks governed by that stateid and re-established the appropriate state between itself and the server. If the I/O request is not successful, then one or more of the locks associated with the stateid was revoked by the server and the client must notify the owner.
クライアントが、リースの期間が期限が切れたかもしれないと決心していると、クライアントは関連リースのために"非有効にする"であることのように持たれていたすべての錠をマークしなければなりません。 これは、クライアントがサーバで適切なロック状態を復職するか、または確認できないことを意味します。速成の回復の前項で説明されるように、リースの期間がクライアントのために期限が切れた後にサーバが錠を闘争に与えるかもしれないシナリオがあります。 リースの期間が期限が切れたのが、可能であるときに、クライアントは現在闘争錠が与えられていないのを保証するために持たれている各錠を有効にしなければなりません。 クライアントは入出力要求を発行することによって、このタスクを達成するかもしれません、と未定の入出力かゼロ・レングスのどちらかが読みます、関連しているはっきりしていない錠でstateidを指定して。 要求への応答が成功であるなら、クライアントは、そのstateidによって治められた錠のすべてを有効にして、それ自体とサーバの間の適切な状態を復職させました。入出力要求がうまくいかないなら、stateidに関連している錠の1つ以上はサーバによって取り消されました、そして、クライアントは所有者に通知しなければなりません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 64] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[64ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
8.8. Share Reservations
8.8. 予約を共有してください。
A share reservation is a mechanism to control access to a file. It is a separate and independent mechanism from record locking. When a client opens a file, it issues an OPEN operation to the server specifying the type of access required (READ, WRITE, or BOTH) and the type of access to deny others (deny NONE, READ, WRITE, or BOTH). If the OPEN fails the client will fail the application's open request.
シェアの予約はファイルへのアクセスを制御するメカニズムです。 それは記録的なロックからの別々の、そして、独立しているメカニズムです。 クライアントがファイルを開くと、それは、他のものを否定するためにアクセスのタイプが必要としたサーバ指定(READ、WRITE、またはBOTH)とアクセスのタイプにオープン操作を発行します(NONE、READ、WRITE、またはBOTHを否定してください)。 オープンが失敗すると、クライアントはアプリケーションの開いている要求に失敗するでしょう。
Pseudo-code definition of the semantics:
意味論の中間コード定義:
if ((request.access & file_state.deny)) ||
(request.deny & file_state.access))
return (NFS4ERR_DENIED)
((request.accessとファイル_state.deny))です。|| (request.denyとファイル_state.access))、リターン(_が否定したNFS4ERR)
The constants used for the OPEN and OPEN_DOWNGRADE operations for the access and deny fields are as follows:
定数は、オープンとオープンに_アクセスのためのDOWNGRADE操作を使用して、分野は以下の通りであることを否定します:
const OPEN4_SHARE_ACCESS_READ = 0x00000001; const OPEN4_SHARE_ACCESS_WRITE = 0x00000002; const OPEN4_SHARE_ACCESS_BOTH = 0x00000003;
const OPEN4_SHARE_ACCESS_READ=0x00000001。 const OPEN4_SHARE_ACCESS_WRITE=0x00000002。 const OPEN4_SHARE_ACCESS_BOTH=0x00000003。
const OPEN4_SHARE_DENY_NONE = 0x00000000; const OPEN4_SHARE_DENY_READ = 0x00000001; const OPEN4_SHARE_DENY_WRITE = 0x00000002; const OPEN4_SHARE_DENY_BOTH = 0x00000003;
const OPEN4_SHARE_DENY_NONE=0x00000000。 const OPEN4_SHARE_DENY_READ=0x00000001。 const OPEN4_SHARE_DENY_WRITE=0x00000002。 const OPEN4_SHARE_DENY_BOTH=0x00000003。
8.9. OPEN/CLOSE Operations
8.9. 開いているか厳密な操作
To provide correct share semantics, a client MUST use the OPEN operation to obtain the initial filehandle and indicate the desired access and what if any access to deny. Even if the client intends to use a stateid of all 0's or all 1's, it must still obtain the filehandle for the regular file with the OPEN operation so the appropriate share semantics can be applied. For clients that do not have a deny mode built into their open programming interfaces, deny equal to NONE should be used.
クライアントは、正しいシェア意味論を提供するために、初期のfilehandleを入手するのにオープン操作を使用して、必要なアクセスを示さなければなりません。どうなるだろうか、そして、拒絶するどんなアクセス。 クライアントがすべての0かすべての1のstateidを使用するつもりであってもさえ、それは、適切なシェア意味論を適用できるようにオープン操作でまだ通常のファイルにfilehandleを入手しなければなりません。 aに彼らの開いているプログラミングインターフェースが組み込まれたモードを否定させないクライアントに関しては、NONEの同輩が使用されるべきであることを否定してください。
The OPEN operation with the CREATE flag, also subsumes the CREATE operation for regular files as used in previous versions of the NFS protocol. This allows a create with a share to be done atomically.
オープン操作は、NFSプロトコルの旧バージョンで使用されるようにCREATEと共に弛んで、また、通常のファイルのためにCREATE操作を包括します。 これはaを許容します。原子論的に行われるシェアで、作成します。
The CLOSE operation removes all share locks held by the nfs_lockowner on that file. If record locks are held, the client SHOULD release all locks before issuing a CLOSE. The server MAY free all outstanding locks on CLOSE but some servers may not support the CLOSE of a file that still has record locks held. The server MUST return failure if any locks would exist after the CLOSE.
CLOSE操作はそのファイルの上でnfs_lockownerによって持たれていたすべてのシェア錠を取り外します。 記録的な錠が持たれているなら、CLOSEを発行する前に、クライアントSHOULDはすべての錠をリリースします。 サーバはCLOSEの上のすべての傑出している錠を解放するかもしれませんが、いくつかのサーバはまだ記録的な錠を持っているファイルのCLOSEをサポートしないかもしれません。 何か錠がCLOSEの後に存在するなら、サーバは失敗を返さなければなりません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 65] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[65ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
The LOOKUP operation will return a filehandle without establishing any lock state on the server. Without a valid stateid, the server will assume the client has the least access. For example, a file opened with deny READ/WRITE cannot be accessed using a filehandle obtained through LOOKUP because it would not have a valid stateid (i.e. using a stateid of all bits 0 or all bits 1).
サーバのどんなロック状態も設置しないで、LOOKUP操作はfilehandleを返すでしょう。有効なstateidがなければ、サーバは、クライアントが最少のアクセサリーを持っていると仮定するでしょう。 例えば、開かれたファイルは、有効なstateid(すなわち、すべてのビット0かすべてのビット1のstateidを使用する)を持っていないでしょう、したがって、LOOKUPを通して入手されたfilehandleを使用することでREAD/WRITEにアクセスできないことを否定します。
8.10. Open Upgrade and Downgrade
8.10. 開いているアップグレードとダウングレード
When an OPEN is done for a file and the lockowner for which the open is being done already has the file open, the result is to upgrade the open file status maintained on the server to include the access and deny bits specified by the new OPEN as well as those for the existing OPEN. The result is that there is one open file, as far as the protocol is concerned, and it includes the union of the access and deny bits for all of the OPEN requests completed. Only a single CLOSE will be done to reset the effects of both OPEN's. Note that the client, when issuing the OPEN, may not know that the same file is in fact being opened. The above only applies if both OPEN's result in the OPEN'ed object being designated by the same filehandle.
オープンがファイルのために終わって、戸外が行われているlockownerがファイルを既に開かせるとき、結果は、アクセスを含むようにサーバで維持されたオープン・ファイル状態をアップグレードさせて、ビットが既存のオープンへのそれらと同様に新しいオープンで指定したことを否定することです。 結果はプロトコルが関係があって、アクセスの組合を含んでいる限り、1つのオープン・ファイルがあるということです、そして、要求が終了したオープンのすべてのためにビットを否定してください。 両方の効果をリセットするために独身のCLOSEをするだけでしょう。オープンのもの オープンを発行するとき、クライアントが、事実上、同じファイルが開かれているのを知らないかもしれないことに注意してください。 上だけがオープンのものが指定されるOPEN'edオブジェクトに結果になる両方であるなら同じようにfilehandleに適用されます。
When the server chooses to export multiple filehandles corresponding to the same file object and returns different filehandles on two different OPEN's of the same file object, the server MUST NOT "OR" together the access and deny bits and coalesce the two open files. Instead the server must maintain separate OPEN's with separate stateid's and will require separate CLOSE's to free them.
サーバが、エクスポートするのを選ぶと、同じファイルに対応する複数のfilehandlesが反対して、一緒にオブジェクト、サーバがそうしてはいけない同じファイルの異なったオープンの2「OR」の異なったfilehandlesにアクセスを返して、ビットを否定して、2つのオープン・ファイルを合体させます。 代わりに、サーバは、別々のオープンが別々のstateidのものであると主張しなければならなくて、別々のCLOSEのものがそれらを解放するのを必要とするでしょう。
When multiple open files on the client are merged into a single open file object on the server, the close of one of the open files (on the client) may necessitate change of the access and deny status of the open file on the server. This is because the union of the access and deny bits for the remaining open's may be smaller (i.e. a proper subset) than previously. The OPEN_DOWNGRADE operation is used to make the necessary change and the client should use it to update the server so that share reservation requests by other clients are handled properly.
クライアントの複数のオープン・ファイルがサーバの単一のオープン・ファイルオブジェクトに合併されているとき、オープン・ファイル(クライアントの)の1つの閉鎖は、アクセスの変化を必要として、サーバに関するオープン・ファイルの状態を否定するかもしれません。そして、これがそう、アクセスの組合、残っている戸外のもののためのビットが以前によりわずかであるかもしれないことを(すなわち、真部分集合)否定してください。 オープン_DOWNGRADE操作は必要な変更を行うのに使用されます、そして、クライアントがサーバをアップデートするのにそれを使用するべきであるので、他のクライアントによるシェア予約の要請は適切に扱われます。
8.11. Short and Long Leases
8.11. 短くて長いリース
When determining the time period for the server lease, the usual lease tradeoffs apply. Short leases are good for fast server recovery at a cost of increased RENEW or READ (with zero length) requests. Longer leases are certainly kinder and gentler to large internet servers trying to handle very large numbers of clients. The number of RENEW requests drop in proportion to the lease time. The disadvantages of long leases are slower recovery after server failure (server must wait for leases to expire and grace period before
サーバリースのために期間を決定するとき、普通のリース見返りは申請されます。 速いサーバ回復に、短いリースは増強されたRENEWかREAD(ゼロ・レングスがある)要求の費用が上手です。 より長いリースは、非常に多くのクライアントを扱おうとする大きいインターネットサーバに、確かに、より親切であって、より優しいです。 RENEW要求の数はリース時間に比例して低下します。 借地契約の損失がサーバ失敗の後の、より遅い回復である、(サーバは以前、吐き出すリースと据置期間の間、待たなければなりません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 66] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[66ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
granting new lock requests) and increased file contention (if client fails to transmit an unlock request then server must wait for lease expiration before granting new locks).
新しいロック要求を承諾します) そして、増強されたファイル主張(クライアントがアンロック要求を伝えないなら、新しい錠を与える前に、サーバはリース満了を待たなければなりません)。
Long leases are usable if the server is able to store lease state in non-volatile memory. Upon recovery, the server can reconstruct the lease state from its non-volatile memory and continue operation with its clients and therefore long leases are not an issue.
サーバが非揮発性メモリーにリース状態を保存できるなら、借地契約は使用可能です。 回復では、サーバは、非揮発性メモリーからリース状態を再建して、クライアントと共に操作を続けることができます、そして、したがって、借地契約は問題ではありません。
8.12. Clocks and Calculating Lease Expiration
8.12. 時計と計算のリース満了
To avoid the need for synchronized clocks, lease times are granted by the server as a time delta. However, there is a requirement that the client and server clocks do not drift excessively over the duration of the lock. There is also the issue of propagation delay across the network which could easily be several hundred milliseconds as well as the possibility that requests will be lost and need to be retransmitted.
連動している時計の必要性を避けるために、サーバは時間デルタとしてリース時間を与えます。 しかしながら、クライアントとサーバ時計が錠の持続時間の上を過度に漂流しないという要件があります。 また、伝播遅延の問題が要求が失われる可能性と同様に容易に数100ミリセカンドであり、再送される必要があることができたネットワークのむこうにあります。
To take propagation delay into account, the client should subtract it from lease times (e.g. if the client estimates the one-way propagation delay as 200 msec, then it can assume that the lease is already 200 msec old when it gets it). In addition, it will take another 200 msec to get a response back to the server. So the client must send a lock renewal or write data back to the server 400 msec before the lease would expire.
伝播遅延を考慮に入れるために、クライアントはリース時間からそれを引き算するべきです(例えば、クライアントが、200msecとして一方向伝播が遅れであると見積もっているなら、それは、リースが既にそれであるなら古いmsecがそれを得る200であると仮定できます)。 さらに、応答をサーバに取り戻すのにもう1 200msecを要するでしょう。クライアントは、リースの前の400msecが吐き出すサーバにロック更新を送らなければならないか、またはデータを書いて戻さなければなりません。
8.13. Migration, Replication and State
8.13. 移行、模写、および状態
When responsibility for handling a given file system is transferred to a new server (migration) or the client chooses to use an alternate server (e.g. in response to server unresponsiveness) in the context of file system replication, the appropriate handling of state shared between the client and server (i.e. locks, leases, stateid's, and clientid's) is as described below. The handling differs between migration and replication. For related discussion of file server state and recover of such see the sections under "File Locking and Share Reservations"
与えられたファイルシステムを扱うことへの責任を新しいサーバ(移行)に移すか、またはクライアントが、ファイルシステム模写の文脈で代替のサーバ(例えば、サーバ鈍感さに対応した)を使用するのを選ぶとき、以下で説明されるとしてクライアントとサーバ(すなわち、錠、リース、stateid、およびclientidのもの)の間で共有された状態の適切な取り扱いがあります。 取り扱いは移行と模写の間で異なります。 ファイルサーバー状態の議論を関係づけて、回復する、そのようなものでは、「ファイルのロックとシェア予約」の下のセクションを見てください。
8.13.1. Migration and State
8.13.1. 移行と状態
In the case of migration, the servers involved in the migration of a file system SHOULD transfer all server state from the original to the new server. This must be done in a way that is transparent to the client. This state transfer will ease the client's transition when a file system migration occurs. If the servers are successful in transferring all state, the client will continue to use stateid's assigned by the original server. Therefore the new server must
移行の場合では、サーバはファイルシステムSHOULD転送の移行にすべてのサーバ状態にオリジナルから新しいサーバまでかかわりました。クライアントにとって、見え透いた方法でこれをしなければなりません。 ファイルシステム移行が起こると、この州の転送はクライアントの変遷を緩和するでしょう。 サーバがすべての状態を移すのに成功していると、クライアントはstateidがオリジナルのサーバで割り当てた使用に続くでしょう。したがって、新しいサーバはそうしなければなりません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 67] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[67ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
recognize these stateid's as valid. This holds true for the clientid as well. Since responsibility for an entire file system is transferred with a migration event, there is no possibility that conflicts will arise on the new server as a result of the transfer of locks.
有効であるとしてstateidのこれらのものを認識してください。 これはまた、clientidに当てはまります。 移行イベントでファイル全体システムへの責任を移すので、闘争が錠の転送の結果、新しいサーバに起こる可能性が全くありません。
As part of the transfer of information between servers, leases would be transferred as well. The leases being transferred to the new server will typically have a different expiration time from those for the same client, previously on the new server. To maintain the property that all leases on a given server for a given client expire at the same time, the server should advance the expiration time to the later of the leases being transferred or the leases already present. This allows the client to maintain lease renewal of both classes without special effort.
また、サーバの間の情報の転送の一部として、リースを移すでしょう。 新しいサーバに移されるリースは以前に、新しいサーバで同じクライアントのためのそれらからのいろいろな満了時間を通常過すでしょう。与えられたクライアントのための与えられたサーバにおけるすべてのリースが同時に吐き出す特性を維持するために、サーバは移すか、リースが既に提示するリースの後に満了時間を進めるべきです。 これで、クライアントは特別な取り組みなしで両方のクラスのリース更新を維持できます。
The servers may choose not to transfer the state information upon migration. However, this choice is discouraged. In this case, when the client presents state information from the original server, the client must be prepared to receive either NFS4ERR_STALE_CLIENTID or NFS4ERR_STALE_STATEID from the new server. The client should then recover its state information as it normally would in response to a server failure. The new server must take care to allow for the recovery of state information as it would in the event of server restart.
サーバは、移行の州の情報を移さないのを選ぶかもしれません。 しかしながら、この選択はお勧めできないです。 この場合、クライアントがオリジナルのサーバからの州の情報を提示すると、クライアントは新しいサーバからNFS4ERR_STALE_CLIENTIDかNFS4ERR_STALE_STATEIDのどちらかを受け取る用意ができていなければなりません。次に、クライアントは通常、サーバ失敗に対応して回復するように州の情報を回復するべきです。 新しいサーバは、州の情報の回復を考慮するためにサーバ再開の場合、注意するように注意されなければなりません。
8.13.2. Replication and State
8.13.2. 模写と状態
Since client switch-over in the case of replication is not under server control, the handling of state is different. In this case, leases, stateid's and clientid's do not have validity across a transition from one server to another. The client must re-establish its locks on the new server. This can be compared to the re- establishment of locks by means of reclaim-type requests after a server reboot. The difference is that the server has no provision to distinguish requests reclaiming locks from those obtaining new locks or to defer the latter. Thus, a client re-establishing a lock on the new server (by means of a LOCK or OPEN request), may have the requests denied due to a conflicting lock. Since replication is intended for read-only use of filesystems, such denial of locks should not pose large difficulties in practice. When an attempt to re-establish a lock on a new server is denied, the client should treat the situation as if his original lock had been revoked.
模写の場合でオーバークライアント切り替わるのがサーバ制御装置の下にないので、状態の取り扱いは異なっています。 この場合、リース、stateid、およびclientidのものは1つのサーバから別のサーバまでの変遷の向こう側に正当性を持っていません。 クライアントは新しいサーバで錠を復職させなければなりません。サーバリブートの後のタイプを取り戻している要求によって錠の再設立とこれは比較できます。 違いはサーバには新しい錠を入手するものと錠を開墾する要求を区別するか、または後者を延期する支給が全くないということです。 したがって、クライアントが新しいサーバ(LOCKかオープン要求による)で錠を復職させる場合、闘争錠のため要求を否定させるかもしれません。 模写がファイルシステムの書き込み禁止使用のために意図するので、錠のそのような否定は実際には大きい困難を引き起こすべきではありません。 新しいサーバで錠を復職させる試みが否定されるとき、まるで彼のオリジナルの錠が取り消されたかのようにクライアントは状況を扱うべきです。
Shepler, et al. Standards Track [Page 68] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[68ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
8.13.3. Notification of Migrated Lease
8.13.3. 移行したリースの通知
In the case of lease renewal, the client may not be submitting requests for a file system that has been migrated to another server. This can occur because of the implicit lease renewal mechanism. The client renews leases for all file systems when submitting a request to any one file system at the server.
リース更新の場合では、クライアントはわたられたファイルシステムを求める提出要求が別のサーバであったなら起こらないかもしれません。これは内在しているリース更新メカニズムで起こることができます。 サーバでどんなファイルシステムにも要求を提出するとき、クライアントはすべてのファイルシステムのためのリースを更新します。
In order for the client to schedule renewal of leases that may have been relocated to the new server, the client must find out about lease relocation before those leases expire. To accomplish this, all operations which implicitly renew leases for a client (i.e. OPEN, CLOSE, READ, WRITE, RENEW, LOCK, LOCKT, LOCKU), will return the error NFS4ERR_LEASE_MOVED if responsibility for any of the leases to be renewed has been transferred to a new server. This condition will continue until the client receives an NFS4ERR_MOVED error and the server receives the subsequent GETATTR(fs_locations) for an access to each file system for which a lease has been moved to a new server.
クライアントが新しいサーバに移動したかもしれないリースの更新の計画をするように、それらのリースが期限が切れる前にクライアントはリース再配置を見つけなければなりません。 これ(リースのどれかが更新される責任を新しいサーバに移したなら(すなわち、オープン、CLOSE、READ、WRITE、RENEW、LOCK、LOCKT、LOCKU)が誤りNFS4ERR_LEASE_MOVEDを返すクライアントのためにそれとなくリースを更新するすべての操作)を達成するために、クライアントがNFS4ERR_MOVED誤りを受けて、サーバがリースが新しいサーバに動かされたそれぞれのファイルシステムへのアクセスのために、その後のGETATTR(fs_位置)を受けるまで、この状態は続くでしょう。
When a client receives an NFS4ERR_LEASE_MOVED error, it should perform some operation, such as a RENEW, on each file system associated with the server in question. When the client receives an NFS4ERR_MOVED error, the client can follow the normal process to obtain the new server information (through the fs_locations attribute) and perform renewal of those leases on the new server. If the server has not had state transferred to it transparently, it will receive either NFS4ERR_STALE_CLIENTID or NFS4ERR_STALE_STATEID from the new server, as described above, and can then recover state information as it does in the event of server failure.
クライアントがNFS4ERR_LEASE_MOVED誤りを受けるとき、何らかの操作を実行するべきです、RENEWのように、関連しているサーバがはっきりしていなかった状態でそれぞれのファイルシステムの上で。 クライアントがNFS4ERR_MOVED誤りを受けるとき、クライアントは、新しいサーバ情報を得るために正常なプロセスの後をつけて(fs_位置の属性を通して)、新しいサーバにおけるそれらのリースの更新を実行できます。サーバで透過的に状態をそれに移していないと、上で説明されるように新しいサーバからNFS4ERR_STALE_CLIENTIDかNFS4ERR_STALE_STATEIDのどちらかを受けるでしょう、そして、次に、それとしての情報がサーバ失敗の場合、する状態を回復できます。
9. Client-Side Caching
9. クライアントサイドキャッシュ
Client-side caching of data, of file attributes, and of file names is essential to providing good performance with the NFS protocol. Providing distributed cache coherence is a difficult problem and previous versions of the NFS protocol have not attempted it. Instead, several NFS client implementation techniques have been used to reduce the problems that a lack of coherence poses for users. These techniques have not been clearly defined by earlier protocol specifications and it is often unclear what is valid or invalid client behavior.
NFSプロトコルによるデータ、ファイル属性、およびファイル名のキャッシュが備えるのに不可欠であるクライアントサイド望ましい市場成果。 分散キャッシュ一貫性を提供するのは、難問です、そして、NFSプロトコルの旧バージョンはそれを試みていません。 代わりに、いくつかのNFSクライアント実装のテクニックが、一貫性の欠如がユーザのために引き起こされるという問題を減少させるのに使用されました。 これらのテクニックは以前のプロトコル仕様で明確に定義されていません、そして、何が有効であるか無効のクライアントの振舞いであるかはしばしば不明瞭です。
The NFS version 4 protocol uses many techniques similar to those that have been used in previous protocol versions. The NFS version 4 protocol does not provide distributed cache coherence. However, it defines a more limited set of caching guarantees to allow locks and share reservations to be used without destructive interference from client side caching.
NFSバージョン4プロトコルは前のプロトコルバージョンで使用されたものと同様の多くのテクニックを使用します。 NFSバージョン4プロトコルは分散キャッシュ一貫性を提供しません。 しかしながら、それはクライアントサイドキャッシュから相殺的干渉なしで使用されるために錠を許容して、予約を共有するために保証をキャッシュするより限られたセットを定義します。
Shepler, et al. Standards Track [Page 69] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[69ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
In addition, the NFS version 4 protocol introduces a delegation mechanism which allows many decisions normally made by the server to be made locally by clients. This mechanism provides efficient support of the common cases where sharing is infrequent or where sharing is read-only.
さらに、NFSバージョン4プロトコルはサーバによってクライアントによって局所的に作られているのが通常された多くの決定を許す委譲メカニズムを紹介します。 このメカニズムは共有が珍しいか、共有が書き込み禁止であるよくある例の効率的なサポートを提供します。
9.1. Performance Challenges for Client-Side Caching
9.1. クライアントサイドキャッシュのためのパフォーマンス挑戦
Caching techniques used in previous versions of the NFS protocol have been successful in providing good performance. However, several scalability challenges can arise when those techniques are used with very large numbers of clients. This is particularly true when clients are geographically distributed which classically increases the latency for cache revalidation requests.
前で使用されるテクニックをキャッシュして、NFSプロトコルのバージョンは望ましい市場成果を提供するのに成功しています。 しかしながら、それらのテクニックが非常に多くのクライアントと共に使用されるとき、いくつかのスケーラビリティ挑戦が起こることができます。 クライアントが地理的に分配されるとき、これは特に本当です(キャッシュ再合法化要求のために古典的に潜在を増強します)。
The previous versions of the NFS protocol repeat their file data cache validation requests at the time the file is opened. This behavior can have serious performance drawbacks. A common case is one in which a file is only accessed by a single client. Therefore, sharing is infrequent.
ファイルが開かれるとき、NFSプロトコルの旧バージョンは彼らのファイルデータキャッシュ合法化要求を繰り返して言います。 この振舞いは重大な性能欠点を持つことができます。 よくある例はファイルが独身のクライアントによってアクセスされるだけであるものです。 したがって、共有は珍しいです。
In this case, repeated reference to the server to find that no conflicts exist is expensive. A better option with regards to performance is to allow a client that repeatedly opens a file to do so without reference to the server. This is done until potentially conflicting operations from another client actually occur.
この場合、闘争が全く存在しないのがわかるサーバの繰り返された参照は高価です。 性能への尊敬による、より良いオプションは繰り返してファイルを開くクライアントがサーバの参照なしでそうするのを許容することです。別のクライアントからの潜在的に闘争している操作が実際に起こるまで、これは終わっています。
A similar situation arises in connection with file locking. Sending file lock and unlock requests to the server as well as the read and write requests necessary to make data caching consistent with the locking semantics (see the section "Data Caching and File Locking") can severely limit performance. When locking is used to provide protection against infrequent conflicts, a large penalty is incurred. This penalty may discourage the use of file locking by applications.
同様の状況はファイルのロックに関して起こります。 厳しく性能を制限できるファイルロックとアンロックが、データキャッシュをロック意味論(「データキャッシュとファイルのロック」というセクションを見る)と一致するようにするのに必要な要求に読みと同様にサーバに要求して、書く発信。 ロックが珍しい闘争に対する保護を提供するのにおいて使用されているとき、大きい刑罰は被られます。 この刑罰はファイルのロックのアプリケーションによる使用に水をさしているかもしれません。
The NFS version 4 protocol provides more aggressive caching strategies with the following design goals:
NFSバージョン4プロトコルは以下のデザイン目標をより攻撃的なキャッシュ戦略に提供します:
o Compatibility with a large range of server semantics.
o 広範囲なサーバ意味論との互換性。
o Provide the same caching benefits as previous versions of the NFS
protocol when unable to provide the more aggressive model.
o より攻撃的なモデルを提供できないとき、NFSの旧バージョンが議定書を作るので利益をキャッシュして、同じように提供してください。
o Requirements for aggressive caching are organized so that a large
portion of the benefit can be obtained even when not all of the
requirements can be met.
o 攻撃的なキャッシュのための要件は、要件のすべてに会うことさえできるというわけではないとき、利益の大半を得ることができるように組織化されています。
Shepler, et al. Standards Track [Page 70] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[70ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
The appropriate requirements for the server are discussed in later sections in which specific forms of caching are covered. (see the section "Open Delegation").
どの特定のフォームのキャッシュがカバーされているかで後のセクションでサーバのための適切な要件について議論します。 (「開いている委譲」というセクションを見ます。)
9.2. Delegation and Callbacks
9.2. 委譲とコールバック
Recallable delegation of server responsibilities for a file to a client improves performance by avoiding repeated requests to the server in the absence of inter-client conflict. With the use of a "callback" RPC from server to client, a server recalls delegated responsibilities when another client engages in sharing of a delegated file.
クライアントへのファイルへのサーバ責任のリコール可能な委譲は相互クライアント闘争が不在のときサーバとして再三の要求を避けるのによる性能を向上させます。 別のクライアントが代表として派遣されたファイルの共有に従事しているとき、「コールバック」RPCのサーバからクライアントまでの使用で、サーバは代表として派遣された責任を思い出します。
A delegation is passed from the server to the client, specifying the object of the delegation and the type of delegation. There are different types of delegations but each type contains a stateid to be used to represent the delegation when performing operations that depend on the delegation. This stateid is similar to those associated with locks and share reservations but differs in that the stateid for a delegation is associated with a clientid and may be used on behalf of all the nfs_lockowners for the given client. A delegation is made to the client as a whole and not to any specific process or thread of control within it.
委譲はサーバからクライアントまで通過されます、委譲のオブジェクトと委譲のタイプを指定して。 異なったタイプの委譲がありますが、各タイプは委譲による操作を実行するとき、委譲を表すのに使用されるべきstateidを含んでいます。 このstateidは錠に関連づけられたものと同様であり、予約を共有しますが、委譲のためのstateidがclientidに関連しているという点において異なって、与えられたクライアントのためのすべてのnfs_lockownersを代表して使用されるかもしれません。 委譲はそれの中で全体でどんな特定のプロセスやスレッドではなくも、コントロールのクライアントに作られています。
Because callback RPCs may not work in all environments (due to firewalls, for example), correct protocol operation does not depend on them. Preliminary testing of callback functionality by means of a CB_NULL procedure determines whether callbacks can be supported. The CB_NULL procedure checks the continuity of the callback path. A server makes a preliminary assessment of callback availability to a given client and avoids delegating responsibilities until it has determined that callbacks are supported. Because the granting of a delegation is always conditional upon the absence of conflicting access, clients must not assume that a delegation will be granted and they must always be prepared for OPENs to be processed without any delegations being granted.
コールバックRPCsがすべての環境(例えばファイアウォールのため)で働かないかもしれないので、正しいプロトコル操作はそれらによりません。 CB_NULL手順によるコールバックの機能性の予備のテストは、コールバックをサポートすることができるかどうか決定します。 CB_NULL手順はコールバック経路の連続をチェックします。 サーバは、コールバックの有用性の初期評価を与えられたクライアントに作って、コールバックがサポートされることを決定するまで責任を代表として派遣するのを避けます。 委譲を与えるのがいつも闘争アクセスの欠如に依存しているので、クライアントは委譲を与えて、OPENsが与えられる委譲なしでどんな処理されるように彼らをいつも準備しなければならないと仮定してはいけません。
Once granted, a delegation behaves in most ways like a lock. There is an associated lease that is subject to renewal together with all of the other leases held by that client.
いったん与えると、委譲は錠のようにほとんどの方法で振る舞います。 関連リースはすなわち、そのクライアントによって保持された他のリースのすべてに伴う更新を条件としています。
Unlike locks, an operation by a second client to a delegated file will cause the server to recall a delegation through a callback.
錠と異なって、サーバはコールバックを通して代表として派遣されたファイルへの2番目のクライアントによる操作で委譲を思い出すでしょう。
On recall, the client holding the delegation must flush modified state (such as modified data) to the server and return the delegation. The conflicting request will not receive a response until the recall is complete. The recall is considered complete when
リコールのときに、委譲を保持しているクライアントは、変更された状態(変更されたデータなどの)をサーバに洗い流して、委譲を返さなければなりません。 リコールが完全になるまで、闘争要求は応答を受けないでしょう。 いつを完成するかリコールが考えられる。
Shepler, et al. Standards Track [Page 71] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[71ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
the client returns the delegation or the server times out on the recall and revokes the delegation as a result of the timeout. Following the resolution of the recall, the server has the information necessary to grant or deny the second client's request.
クライアントは、委譲かサーバ回をリコールの外に返して、タイムアウトの結果、委譲を取り消します。 リコールの解決に続いて、サーバで情報は2番目のクライアントの要求を承諾するか、または否定するのに必要になります。
At the time the client receives a delegation recall, it may have substantial state that needs to be flushed to the server. Therefore, the server should allow sufficient time for the delegation to be returned since it may involve numerous RPCs to the server. If the server is able to determine that the client is diligently flushing state to the server as a result of the recall, the server may extend the usual time allowed for a recall. However, the time allowed for recall completion should not be unbounded.
クライアントが委譲リコールを受けるとき、それにはサーバに洗い流される必要があるかなりの州があるかもしれません。したがって、多数のRPCsにサーバにかかわるかもしれないので、サーバは、十分な時間、委譲が返されるのを許容するべきです。サーバが、クライアントがリコールの結果、まめに状態をサーバに洗い流していることを決定できるなら、サーバはリコールのために普通の日限を広げるかもしれません。 しかしながら、リコール完成のための日限は限りないはずがありません。
An example of this is when responsibility to mediate opens on a given file is delegated to a client (see the section "Open Delegation"). The server will not know what opens are in effect on the client. Without this knowledge the server will be unable to determine if the access and deny state for the file allows any particular open until the delegation for the file has been returned.
この例は調停する責任がいつ与えられたファイルの上で開くかクライアントへ代表として派遣するという(「開いている委譲」というセクションを見てください)ことです。 サーバは、開くものがクライアントで有効であることを知らないでしょう。 サーバがアクセスであるなら決定できないで、状態を否定するこの知識がなければ、ファイルはどんな特定の戸外もファイルのための委譲を返すまで許容します。
A client failure or a network partition can result in failure to respond to a recall callback. In this case, the server will revoke the delegation which in turn will render useless any modified state still on the client.
クライアント失敗かネットワークパーティションがリコールコールバックに応じないことをもたらすことができます。 この場合、サーバは順番にまだクライアントのどんな変更された状態も役に立たなくする委譲を取り消すでしょう。
9.2.1. Delegation Recovery
9.2.1. 委譲回復
There are three situations that delegation recovery must deal with:
委譲回復が対処しなければならない3つの状況があります:
o Client reboot or restart
o クライアントリブートか再開
o Server reboot or restart
o サーバリブートか再開
o Network partition (full or callback-only)
o ネットワークパーティション(完全であるかコールバック唯一)です。
In the event the client reboots or restarts, the failure to renew leases will result in the revocation of record locks and share reservations. Delegations, however, may be treated a bit differently.
クライアントがリブートするか、または再開するイベントでは、記録的な錠の取消しをもたらして、リースを更新しないと、予約を共有するでしょう。 しかしながら、委譲は少し異なって扱われるかもしれません。
There will be situations in which delegations will need to be reestablished after a client reboots or restarts. The reason for this is the client may have file data stored locally and this data was associated with the previously held delegations. The client will need to reestablish the appropriate file state on the server.
委譲がクライアントがリブートするか、または再開した後に復職する必要がある状況があるでしょう。 これがクライアントであるので、理由で局所的にファイルデータを保存するかもしれません、そして、このデータは以前に開催された委譲に関連していました。 クライアントは、サーバの適切なファイル状態を回復させる必要があるでしょう。
Shepler, et al. Standards Track [Page 72] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[72ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
To allow for this type of client recovery, the server may extend the period for delegation recovery beyond the typical lease expiration period. This implies that requests from other clients that conflict with these delegations will need to wait. Because the normal recall process may require significant time for the client to flush changed state to the server, other clients need be prepared for delays that occur because of a conflicting delegation. This longer interval would increase the window for clients to reboot and consult stable storage so that the delegations can be reclaimed. For open delegations, such delegations are reclaimed using OPEN with a claim type of CLAIM_DELEGATE_PREV. (see the sections on "Data Caching and Revocation" and "Operation 18: OPEN" for discussion of open delegation and the details of OPEN respectively).
このタイプのクライアント回復を考慮するために、サーバは典型的なリース満了の期間に委譲回復のために期間を延ばすかもしれません。 これは、これらの委譲と衝突する他のクライアントからの要求が、待つ必要であるのを含意します。 正常なリコールプロセスがクライアントが変えられた状態をサーバに洗い流す重要な時間を必要とするかもしれないので、他のクライアントは闘争委譲で起こる遅れのために用意ができていなければなりません。 クライアントが委譲を取り戻すことができるように安定貯蔵をリブートして、相談するように、このより長い間隔は窓を増強するでしょう。 開いている委譲において、そのような委譲は、クレーム_DELEGATE_PREVのクレームタイプとのオープンを使用することで取り戻されます。 (それぞれ「データキャッシュと取消し」でのセクション、開いている委譲の議論のための「操作18: 戸外」、およびオープンの詳細を見ます。)
When the server reboots or restarts, delegations are reclaimed (using the OPEN operation with CLAIM_DELEGATE_PREV) in a similar fashion to record locks and share reservations. However, there is a slight semantic difference. In the normal case if the server decides that a delegation should not be granted, it performs the requested action (e.g. OPEN) without granting any delegation. For reclaim, the server grants the delegation but a special designation is applied so that the client treats the delegation as having been granted but recalled by the server. Because of this, the client has the duty to write all modified state to the server and then return the delegation. This process of handling delegation reclaim reconciles three principles of the NFS Version 4 protocol:
サーバがリブートするか、または再開するとき、委譲は、錠を記録して、予約を共有するために同様に取り戻されます(クレーム_DELEGATE_PREVとのオープン操作を使用します)。 しかしながら、わずかな意味違いがあります。 正常な場合では、どんな委譲も与えないで、サーバが、委譲が与えられるべきでないと決めるなら、それは要求された動作(例えば、オープン)を実行します。 サーバは委譲を与えますが、特別な名称は、クライアントがサーバで与えますが、思い出したとして委譲を扱うように、適用されています。開墾、これのために、クライアントには、サーバへのすべての変更された状態に書いて、次に委譲を返す義務があります。 委譲が取り戻す取り扱いのこのプロセスはNFSバージョン4プロトコルの3つの原理を和解させます:
o Upon reclaim, a client reporting resources assigned to it by an
earlier server instance must be granted those resources.
o クライアントが、以前のサーバインスタンスによってそれに割り当てられたリソースにそれらのリソースを与えなければならないと報告して、開墾します。
o The server has unquestionable authority to determine whether
delegations are to be granted and, once granted, whether they are
to be continued.
o そして、サーバには委譲が与えられるかどうかことであることを決定する明白な権威がある、それらが続けられることになっているか否かに関係なく、一度与えます。
o The use of callbacks is not to be depended upon until the client
has proven its ability to receive them.
o クライアントがそれらを受ける性能を立証するまで、コールバックの使用に依存してはいけません。
When a network partition occurs, delegations are subject to freeing by the server when the lease renewal period expires. This is similar to the behavior for locks and share reservations. For delegations, however, the server may extend the period in which conflicting requests are held off. Eventually the occurrence of a conflicting request from another client will cause revocation of the delegation. A loss of the callback path (e.g. by later network configuration change) will have the same effect. A recall request will fail and revocation of the delegation will result.
ネットワークパーティションが起こるとき、リース更新の期間が期限が切れるとき、委譲はサーバによる解放を受けることがあります。 これは錠とシェアの予約のための振舞いと同様です。 しかしながら、委譲のために、サーバは闘争要求が食い止められる期間を延ばすかもしれません。 結局、別のクライアントからの闘争要求の発生は委譲の取消しを引き起こすでしょう。 コールバック経路(例えば、後のネットワーク構成変更による)の損失には、同じ効果があるでしょう。 リコール要求は失敗するでしょう、そして、委譲の取消しは結果として生じるでしょう。
Shepler, et al. Standards Track [Page 73] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[73ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
A client normally finds out about revocation of a delegation when it uses a stateid associated with a delegation and receives the error NFS4ERR_EXPIRED. It also may find out about delegation revocation after a client reboot when it attempts to reclaim a delegation and receives that same error. Note that in the case of a revoked write open delegation, there are issues because data may have been modified by the client whose delegation is revoked and separately by other clients. See the section "Revocation Recovery for Write Open Delegation" for a discussion of such issues. Note also that when delegations are revoked, information about the revoked delegation will be written by the server to stable storage (as described in the section "Crash Recovery"). This is done to deal with the case in which a server reboots after revoking a delegation but before the client holding the revoked delegation is notified about the revocation.
委譲に関連しているstateidを使用して、誤りNFS4ERR_EXPIREDを受けるとき、通常、クライアントは委譲の取消しを見つけます。 また、委譲を取り戻すのを試みて、その同じ誤りを受けるとき、それはクライアントリブートの後に委譲取消しを見つけるかもしれません。 aに関するケースが取り消したコネが開いている委譲を書くというメモ、データが委譲が別々に他のクライアントによって取り消されるクライアントによって変更されたかもしれないので、問題があります。 開いている委譲を書いてください。セクションを見てください、「取消し回復、」 そのような問題の議論のために。 また、委譲が取り消されるとき、取り消された委譲の情報がサーバによって安定貯蔵まで書かれることに注意してください(「クラッシュリカバリ」というセクションで説明されるように)。 委譲を取り消した後にもかかわらず、取り消された委譲を保持しているクライアントが取消しに関して通知される前を除いて、サーバがリブートされる場合に対処するためにこれをします。
9.3. Data Caching
9.3. データキャッシュ
When applications share access to a set of files, they need to be implemented so as to take account of the possibility of conflicting access by another application. This is true whether the applications in question execute on different clients or reside on the same client.
アプリケーションが1セットのファイルへのアクセスを共有するとき、それらは、別のアプリケーションで闘争アクセスの可能性を考慮に入れるために実装される必要があります。 問題のアプリケーションが同じクライアントの上に異なったクライアントの上で作成するか、またはあることにかかわらずこれは本当です。
Share reservations and record locks are the facilities the NFS version 4 protocol provides to allow applications to coordinate access by providing mutual exclusion facilities. The NFS version 4 protocol's data caching must be implemented such that it does not invalidate the assumptions that those using these facilities depend upon.
シェアの予約と記録的な錠はNFSバージョン4プロトコルがアプリケーションが相互排除施設を提供することによってアクセスを調整するのを許容するために提供する施設です。 それがこれらの施設を使用するものがよるという仮定を無効にしないそのようなものをNFSバージョン4プロトコルのデータキャッシュに実装しなければなりません。
9.3.1. Data Caching and OPENs
9.3.1. データ、キャッシュして、開きます。
In order to avoid invalidating the sharing assumptions that applications rely on, NFS version 4 clients should not provide cached data to applications or modify it on behalf of an application when it would not be valid to obtain or modify that same data via a READ or WRITE operation.
READかWRITE操作でその同じデータを得るか、または変更するのが有効でないだろうというときに、アプリケーションが依存する共有仮定を無効にするのを避けるために、NFSバージョン4クライアントは、キャッシュされたデータをアプリケーションに提供するべきではありませんし、またアプリケーションを代表してそれを変更するべきではありません。
Furthermore, in the absence of open delegation (see the section "Open Delegation") two additional rules apply. Note that these rules are obeyed in practice by many NFS version 2 and version 3 clients.
その上、開いている委譲(「開いている委譲」というセクションを見る)2がないとき、付則は適用されます。 これらの規則が実際には多くのNFSバージョン2とバージョン3クライアントによって従われることに注意してください。
o First, cached data present on a client must be revalidated after
doing an OPEN. This is to ensure that the data for the OPENed
file is still correctly reflected in the client's cache. This
validation must be done at least when the client's OPEN operation
includes DENY=WRITE or BOTH thus terminating a period in which
o まず最初に、オープンをした後に、クライアントの現在のキャッシュされたデータを再有効にしなければなりません。 これは、OPENedファイルのためのデータがまだ正しくクライアントのキャッシュに反映されているのを保証するためのものです。 その結果、中でaの期間を終えながらクライアントのオープン操作が少なくともいつDENY=WRITEを含んでいるか、そして、BOTHをこの合法化にしなければならない、どれ
Shepler, et al. Standards Track [Page 74] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[74ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
other clients may have had the opportunity to open the file with
WRITE access. Clients may choose to do the revalidation more
often (i.e. at OPENs specifying DENY=NONE) to parallel the NFS
version 3 protocol's practice for the benefit of users assuming
this degree of cache revalidation.
他のクライアントには、WRITEアクセサリーでファイルを開く機会があったかもしれません。 クライアントは、キャッシュ再合法化のこの度合いを仮定するユーザの利益のためにNFSバージョン3プロトコルの習慣に沿うように、よりしばしば(すなわち、DENY=NONEを指定するOPENsで)再合法化するのを選ぶかもしれません。
o Second, modified data must be flushed to the server before closing
a file OPENed for write. This is complementary to the first rule.
If the data is not flushed at CLOSE, the revalidation done after
client OPENs as file is unable to achieve its purpose. The other
aspect to flushing the data before close is that the data must be
committed to stable storage, at the server, before the CLOSE
operation is requested by the client. In the case of a server
reboot or restart and a CLOSEd file, it may not be possible to
retransmit the data to be written to the file. Hence, this
requirement.
o 2番目に、aがOPENedをファイルする閉鎖が書く前に変更されたデータをサーバに洗い流さなければなりません。 これは最初の規則を補足しています。 データがCLOSEに洗い流されないなら、クライアントOPENsの後にファイルとして行われた再合法化は目的を遂げることができません。 閉鎖の前にデータを洗い流すことへのもう片方の局面は安定貯蔵にデータを心がけなければならないということです、サーバで、CLOSE操作がクライアントによって要求されている前に。 サーバリブートか再開に関するケースとCLOSEdファイルでは、ファイルに書かれているためにデータを再送するのが可能でないかもしれません。 したがって、この要件。
9.3.2. Data Caching and File Locking
9.3.2. データキャッシュとファイルのロック
For those applications that choose to use file locking instead of share reservations to exclude inconsistent file access, there is an analogous set of constraints that apply to client side data caching. These rules are effective only if the file locking is used in a way that matches in an equivalent way the actual READ and WRITE operations executed. This is as opposed to file locking that is based on pure convention. For example, it is possible to manipulate a two-megabyte file by dividing the file into two one-megabyte regions and protecting access to the two regions by file locks on bytes zero and one. A lock for write on byte zero of the file would represent the right to do READ and WRITE operations on the first region. A lock for write on byte one of the file would represent the right to do READ and WRITE operations on the second region. As long as all applications manipulating the file obey this convention, they will work on a local file system. However, they may not work with the NFS version 4 protocol unless clients refrain from data caching.
無節操なファイルアクセスを除くのにシェアの予約の代わりにファイルのロックを使用するのを選ぶそれらのアプリケーションのために、クライアントサイドデータキャッシュに適用される類似の規制があります。 ファイルのロックが同等な方法で操作が実行した実際のREADとWRITEに合っている方法で使用される場合にだけ、これらの規則は効果的です。 これは純粋なコンベンションに基づいているファイルのロックと対照的にあります。 例えば、ファイルを2つの1メガバイトの領域に分割して、バイトゼロと1にファイルロックで2つの領域へのアクセスを保護することによって2メガバイトのファイルを操作するのは可能です。 Aがロックする、最初の領域でファイルのゼロがREADをするために右を表すバイトとWRITE操作を書き続けてください。 Aがロックする、2番目の領域でファイルのひとりがREADをするために右を表すバイトとWRITE操作を書き続けてください。 ファイルを操作するすべてのアプリケーションがこのコンベンションに従う限り、それらはローカルファイルシステムに取り組むでしょう。 しかしながら、クライアントがデータキャッシュを控えないなら、彼らはNFSバージョン4プロトコルで働かないかもしれません。
The rules for data caching in the file locking environment are:
ファイルのロック環境におけるデータキャッシュのための規則は以下の通りです。
o First, when a client obtains a file lock for a particular region,
the data cache corresponding to that region (if any cache data
exists) must be revalidated. If the change attribute indicates
that the file may have been updated since the cached data was
obtained, the client must flush or invalidate the cached data for
the newly locked region. A client might choose to invalidate all
of non-modified cached data that it has for the file but the only
requirement for correct operation is to invalidate all of the data
in the newly locked region.
o まず最初に、クライアントが特定の領域にファイルロックを入手すると、その領域(何かキャッシュデータが存在しているなら)に対応するデータキャッシュを再有効にしなければなりません。 変化属性が、キャッシュされたデータを得たのでファイルをアップデートしたかもしれないのを示すなら、クライアントは、新たにロックされた領域のためのキャッシュされたデータを洗い流さなければならないか、または無効にしなければなりません。 クライアントは、それがファイルのために持っている非変更されたキャッシュされたデータのすべてを無効にするのを選ぶかもしれませんが、正しい操作のための唯一の要件は新たにロックされた領域でデータのすべてを無効にすることです。
Shepler, et al. Standards Track [Page 75] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[75ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
o Second, before releasing a write lock for a region, all modified
data for that region must be flushed to the server. The modified
data must also be written to stable storage.
o 2番目に、以前、その領域のための領域に錠を書いている、すべて変更されたデータを発表するのをサーバに洗い流さなければなりません。また、変更されたデータを安定貯蔵まで書かなければなりません。
Note that flushing data to the server and the invalidation of cached data must reflect the actual byte ranges locked or unlocked. Rounding these up or down to reflect client cache block boundaries will cause problems if not carefully done. For example, writing a modified block when only half of that block is within an area being unlocked may cause invalid modification to the region outside the unlocked area. This, in turn, may be part of a region locked by another client. Clients can avoid this situation by synchronously performing portions of write operations that overlap that portion (initial or final) that is not a full block. Similarly, invalidating a locked area which is not an integral number of full buffer blocks would require the client to read one or two partial blocks from the server if the revalidation procedure shows that the data which the client possesses may not be valid.
サーバと無効にするのにキャッシュされたデータについてデータを洗い流すと範囲がロックしたか、またはアンロックした実際のバイトが反映しなければならないことに注意してください。 これらをする上、または、境界が問題を引き起こすクライアントキャッシュブロックを反映するか、または慎重にしていることまで一周させます。 例えば、開いている錠領域の中に半分のその唯一のブロックがあるとき、変更されたブロックを書くと、アンロックされた領域の外の領域への無効の変更は引き起こされるかもしれません。 これは順番に別のクライアントによってロックされた領域の一部であるかもしれません。 缶が同時部分を実行するのによるこの状況を避けるクライアントは1つのまるブロックでないその部分(初期的、または、最終的な)を重ね合わせる操作を書きます。 同様に、再合法化手順が、クライアントが持っているデータが有効でないかもしれないことを示すなら、整数の完全な緩衝ブロックでないロックされた地域を無効にするのは、クライアントがサーバから1か2つの部分的なブロックを読むのを必要とするでしょう。
The data that is written to the server as a pre-requisite to the unlocking of a region must be written, at the server, to stable storage. The client may accomplish this either with synchronous writes or by following asynchronous writes with a COMMIT operation. This is required because retransmission of the modified data after a server reboot might conflict with a lock held by another client.
領域のアンロックへの前提条件としてサーバに書かれているデータを書かなければなりません、サーバで、安定貯蔵に。 書くか、または続いて、クライアントが同期でこれを達成するかもしれない、非同期である、COMMIT操作で、書きます。 サーバリブートが錠と衝突したかもしれない後に変更されたデータの「再-トランスミッション」が別のクライアントを固守したので、これが必要です。
A client implementation may choose to accommodate applications which use record locking in non-standard ways (e.g. using a record lock as a global semaphore) by flushing to the server more data upon an LOCKU than is covered by the locked range. This may include modified data within files other than the one for which the unlocks are being done. In such cases, the client must not interfere with applications whose READs and WRITEs are being done only within the bounds of record locks which the application holds. For example, an application locks a single byte of a file and proceeds to write that single byte. A client that chose to handle a LOCKU by flushing all modified data to the server could validly write that single byte in response to an unrelated unlock. However, it would not be valid to write the entire block in which that single written byte was located since it includes an area that is not locked and might be locked by another client. Client implementations can avoid this problem by dividing files with modified data into those for which all modifications are done to areas covered by an appropriate record lock and those for which there are modifications not covered by a record lock. Any writes done for the former class of files must not include areas not locked and thus not modified on the client.
クライアント実装は、LOCKUに関するロックされた範囲でカバーされているより多くのデータをサーバに洗い流すことによって標準的でない道(例えば、グローバルな腕木信号機として記録的な錠を使用する)における記録的なロックを使用するアプリケーションを収容するのを選ぶかもしれません。 これはアンロックが行われているもの以外のファイルの中に変更されたデータを含むかもしれません。 そのような場合、クライアントはREADsとWRITEsがアプリケーションが支える記録的な錠の領域だけの中で行われているアプリケーションを妨げてはいけません。 例えば、アプリケーションは、ファイルの1バイトをロックして、その単一のバイトを書きかけます。 すべての変更されたデータをサーバに洗い流すことによってLOCKUを扱うのを選んだクライアントは確実に関係ないアンロックに対応してその単一のバイトを書くことができました。 しかしながら、ロックされないで、別のクライアントによってロックされるかもしれない領域を含んでいるのでその単一の書かれたバイトが位置した全体のブロックを書くのは有効でないでしょう。 クライアント実装は、変更されたデータでファイルをすべての変更が適切な記録的な錠でカバーされた領域に行われるそれらと記録的な錠でカバーされなかった変更があるそれらに分割することによって、この問題を避けることができます。 前のクラスのファイルがロックされないで、またクライアントでこのようにして変更されなかった領域を含んではいけないので、いずれもしていた状態で書きます。
Shepler, et al. Standards Track [Page 76] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[76ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
9.3.3. Data Caching and Mandatory File Locking
9.3.3. データのキャッシュしていて義務的なファイルのロック
Client side data caching needs to respect mandatory file locking when it is in effect. The presence of mandatory file locking for a given file is indicated in the result flags for an OPEN. When mandatory locking is in effect for a file, the client must check for an appropriate file lock for data being read or written. If a lock exists for the range being read or written, the client may satisfy the request using the client's validated cache. If an appropriate file lock is not held for the range of the read or write, the read or write request must not be satisfied by the client's cache and the request must be sent to the server for processing. When a read or write request partially overlaps a locked region, the request should be subdivided into multiple pieces with each region (locked or not) treated appropriately.
クライアントサイドデータキャッシュは、それが有効であるときに、義務的なファイルのロックを尊敬する必要があります。 与えられたファイルのための義務的なファイルのロックの存在はオープンのための結果旗で示されます。 ファイルに、義務的なロックが有効であるときに、クライアントは読まれるか、または書かれているデータのために適切なファイルロックがないかどうかチェックしなければなりません。 錠が読まれるか、または書かれている範囲に存在しているなら、クライアントの有効にされたキャッシュを使用することでクライアントは要望に応じるかもしれません。 適切なファイルロックが読みの範囲に持たれていないか、または書いてください、読みか書いてください。クライアントのキャッシュで要望に応じてはいけません、そして、処理のためのサーバに要求を送らなければなりません。 aがロックされた領域を部分的に重ね合わせると要求に読み込むか、または書くいつ、各領域(ロックされる)が適切に扱われている状態で、要求は複数の断片に細分されるべきであるか。
9.3.4. Data Caching and File Identity
9.3.4. データキャッシュとファイルのアイデンティティ
When clients cache data, the file data needs to organized according to the file system object to which the data belongs. For NFS version 3 clients, the typical practice has been to assume for the purpose of caching that distinct filehandles represent distinct file system objects. The client then has the choice to organize and maintain the data cache on this basis.
クライアントがデータをキャッシュするとき、ファイルデータは、データが属するファイルシステム対象物に従って組織化されていた状態でキャッシュします。 NFSバージョン3クライアントに関しては、典型的な習慣は、それをキャッシュする目的のために異なったfilehandlesが異なったファイルシステム対象物を表すと仮定することになっていました。 そして、クライアントには、このベースでデータキャッシュを組織化して、維持する選択があります。
In the NFS version 4 protocol, there is now the possibility to have significant deviations from a "one filehandle per object" model because a filehandle may be constructed on the basis of the object's pathname. Therefore, clients need a reliable method to determine if two filehandles designate the same file system object. If clients were simply to assume that all distinct filehandles denote distinct objects and proceed to do data caching on this basis, caching inconsistencies would arise between the distinct client side objects which mapped to the same server side object.
NFSバージョン4プロトコルには、現在、filehandleがオブジェクトのパス名に基づいて組み立てられるかもしれないので「1オブジェクトあたり1filehandle」のモデルからの重要な逸脱を持つ可能性があります。 したがって、クライアントは2filehandlesが同じファイルをシステム対象物に指定するかどうか決定する確かな方法を必要とします。 単にクライアントが、すべての異なったfilehandlesが異なったオブジェクトを指示して、このベースでのデータキャッシュをしかけると仮定するなら、矛盾をキャッシュするのは同じサーバに写像されて、オブジェクトに面がある異なったクライアントサイドオブジェクトの間に起こるでしょうに。
By providing a method to differentiate filehandles, the NFS version 4 protocol alleviates a potential functional regression in comparison with the NFS version 3 protocol. Without this method, caching inconsistencies within the same client could occur and this has not been present in previous versions of the NFS protocol. Note that it is possible to have such inconsistencies with applications executing on multiple clients but that is not the issue being addressed here.
filehandlesを差別化するメソッドを提供することによって、NFSバージョン4プロトコルはNFSバージョン3プロトコルとの比較における潜在的機能的な復帰を軽減します。 このメソッドがなければ、同じクライアントの中で矛盾をキャッシュするのは起こることができました、そして、これはNFSプロトコルの旧バージョンに存在していません。 複数のクライアントにもかかわらず、それでの実行がアプリケーションによるそのような矛盾を持つためには、ここで扱われる問題であることがどんな可能でないことに注意してください。
For the purposes of data caching, the following steps allow an NFS version 4 client to determine whether two distinct filehandles denote the same server side object:
データキャッシュの目的のために、以下のステップで、NFSバージョン4クライアントは、2異なったfilehandlesが同じサーバサイドオブジェクトを指示するかどうかと決心できます:
Shepler, et al. Standards Track [Page 77] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[77ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
o If GETATTR directed to two filehandles have different values of
the fsid attribute, then the filehandles represent distinct
objects.
o 2filehandlesに向けられたGETATTRがfsid属性の異価を持っているなら、filehandlesは異なったオブジェクトを表します。
o If GETATTR for any file with an fsid that matches the fsid of the
two filehandles in question returns a unique_handles attribute
with a value of TRUE, then the two objects are distinct.
o 問題の2filehandlesのfsidに合っているfsidがあるどんなファイルのためのGETATTRもハンドルがTRUEの値で結果と考えるユニークな_を返すなら、2個のオブジェクトが異なっています。
o If GETATTR directed to the two filehandles does not return the
fileid attribute for one or both of the handles, then the it
cannot be determined whether the two objects are the same.
Therefore, operations which depend on that knowledge (e.g. client
side data caching) cannot be done reliably.
o 次に、2filehandlesに向けられたGETATTRが1のためにfileid属性を返さないか、そして、ハンドルの両方、2個のオブジェクトが同じであるかどうかは決定できません。 したがって、その知識(例えば、クライアントサイドデータキャッシュ)による操作が確かにできません。
o If GETATTR directed to the two filehandles returns different
values for the fileid attribute, then they are distinct objects.
o 2filehandlesに向けられたGETATTRがfileid属性のために異価を返すなら、それらは異なったオブジェクトです。
o Otherwise they are the same object.
o さもなければ、それらは同じオブジェクトです。
9.4. Open Delegation
9.4. 開いている委譲
When a file is being OPENed, the server may delegate further handling of opens and closes for that file to the opening client. Any such delegation is recallable, since the circumstances that allowed for the delegation are subject to change. In particular, the server may receive a conflicting OPEN from another client, the server must recall the delegation before deciding whether the OPEN from the other client may be granted. Making a delegation is up to the server and clients should not assume that any particular OPEN either will or will not result in an open delegation. The following is a typical set of conditions that servers might use in deciding whether OPEN should be delegated:
ファイルがOPENedである、サーバがいつでさらなる取り扱いを代表として派遣するかもしれないか、そのファイルのために初めのクライアントに公開していて、閉じます。 委譲を考慮した事情が変化を被りやすいので、そのようなどんな委譲もリコール可能です。 特に、サーバは別のクライアントからの闘争オープンを受けるかもしれなくて、サーバはもう片方のクライアントからのオープンが承諾されるかもしれないかどうか決める前に、委譲を思い出さなければなりません。 委譲を作るのはサーバまで達しています、そして、クライアントが、どんな特定のオープンもそうすると仮定するべきではありませんか、または開いている委譲をもたらさないでしょう。 ↓これはオープンが代表として派遣されるべきであるかどうか決める際にサーバが使用するかもしれない典型的なセットの状態です:
o The client must be able to respond to the server's callback
requests. The server will use the CB_NULL procedure for a test of
callback ability.
o クライアントはサーバのコールバック要求に応じることができなければなりません。 サーバはコールバック能力のテストにCB_NULL手順を用いるでしょう。
o The client must have responded properly to previous recalls.
o クライアントは適切に前のリコールに応じたに違いありません。
o There must be no current open conflicting with the requested
delegation.
o 要求された委譲との現在の開いている闘争があってはいけません。
o There should be no current delegation that conflicts with the
delegation being requested.
o 要求されている委譲と闘争するどんな現在の委譲もあるべきではありません。
o The probability of future conflicting open requests should be low
based on the recent history of the file.
o 戸外が要求する今後の闘争の確率はファイルの履歴に基づいて低いはずです。
Shepler, et al. Standards Track [Page 78] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[78ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
o The existence of any server-specific semantics of OPEN/CLOSE that
would make the required handling incompatible with the prescribed
handling that the delegated client would apply (see below).
o 必要な取り扱いを代表として派遣されたクライアントが適用する(以下を見ます)処方された取り扱いと非互換にするオープン/CLOSEのどんなサーバ特有の意味論の存在。
There are two types of open delegations, read and write. A read open delegation allows a client to handle, on its own, requests to open a file for reading that do not deny read access to others. Multiple read open delegations may be outstanding simultaneously and do not conflict. A write open delegation allows the client to handle, on its own, all opens. Only one write open delegation may exist for a given file at a given time and it is inconsistent with any read open delegations.
2つのタイプの開いている委譲があります、そして、読んでください、そして、書いてください。 開いている委譲が読まれたAで、クライアントはそれ自身のところで読書するためのファイルを開くという他のものへの読書アクセスを拒絶しない要求を扱うことができます。 開いている委譲が読まれた倍数は、同時に、傑出していて、闘争しないかもしれません。 Aはクライアントがそれ自身のところで委譲で扱うことができる戸外を書いて、すべてが開きます。 一時に与えられたファイルのために存在するだけであるかもしれなく、人が、開いている委譲を書くそれは開いている委譲が読み込まれるいずれにも矛盾しています。
When a client has a read open delegation, it may not make any changes to the contents or attributes of the file but it is assured that no other client may do so. When a client has a write open delegation, it may modify the file data since no other client will be accessing the file's data. The client holding a write delegation may only affect file attributes which are intimately connected with the file data: object_size, time_modify, change.
クライアントに開いている委譲が読まれたaがあるとき、ファイルのコンテンツか属性へのどんな変更も行わないかもしれませんが、他のどんなクライアントもそうしないかもしれないことが保証されます。 クライアントがaに開いている委譲を書かせるとき、他のどんなクライアントもファイルのデータにアクセスしないので、それはファイルデータを変更するかもしれません。 aを保持すると親密にファイルデータに関連づけられるファイル属性に影響するだけであるかもしれないと委譲に書かれるクライアント: オブジェクト_サイズ、_が変更する時間は変化します。
When a client has an open delegation, it does not send OPENs or CLOSEs to the server but updates the appropriate status internally. For a read open delegation, opens that cannot be handled locally (opens for write or that deny read access) must be sent to the server.
クライアントに開いている委譲があるとき、それは、OPENsかCLOSEsをサーバに送りませんが、内部的に適切な状態をアップデートします。 局所的にそれを扱うことができません。開いている委譲が読まれたaのために開き、サーバに送らなければなりません(書いてください。さもないと、それが、アクセスを読むように否定するので、開きます)。
When an open delegation is made, the response to the OPEN contains an open delegation structure which specifies the following:
開いている委譲が作られているとき、オープンへの応答は以下を指定する開いている委譲構造を含んでいます:
o the type of delegation (read or write)
o 委譲のタイプ(読むか、または書きます)
o space limitation information to control flushing of data on close
(write open delegation only, see the section "Open Delegation and
Data Caching")
o 近くでオンなデータを洗い流す制御するスペース制限情報(開いている委譲だけを書いてください、そして、「開いている委譲とデータキャッシュ」というセクションを見てください)
o an nfsace4 specifying read and write permissions
o 指定が許容を読み込んで、書くnfsace4
o a stateid to represent the delegation for READ and WRITE
o READとWRITEのために委譲を表すstateid
The stateid is separate and distinct from the stateid for the OPEN proper. The standard stateid, unlike the delegation stateid, is associated with a particular nfs_lockowner and will continue to be valid after the delegation is recalled and the file remains open.
オープン自体において、stateidはstateidと別々であって、異なっています。 標準のstateidは委譲stateidと異なって特定のnfs_lockownerに関連していて、委譲が思い出されていて、ファイルが開いたままで残った後にずっと有効でしょう。
Shepler, et al. Standards Track [Page 79] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[79ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
When a request internal to the client is made to open a file and open delegation is in effect, it will be accepted or rejected solely on the basis of the following conditions. Any requirement for other checks to be made by the delegate should result in open delegation being denied so that the checks can be made by the server itself.
ファイルを開くのをクライアントにとっての、内部の要求をして、開いている委譲が有効であるときに、唯一以下の条件に基づいてそれを受け入れるか、または拒絶するでしょう。 他のチェックが代表によってされるというどんな要件もサーバ自体でチェックをすることができるように否定される開いている委譲をもたらすべきです。
o The access and deny bits for the request and the file as described
in the section "Share Reservations".
o そして、アクセス、要求とファイルのために「予約を共有してください」というセクションで説明されるようにビットを否定してください。
o The read and write permissions as determined below.
o 以下で決定するように許容を読み書きしてください。
The nfsace4 passed with delegation can be used to avoid frequent ACCESS calls. The permission check should be as follows:
頻繁なACCESS呼び出しを避けるのに委譲で渡されたnfsace4は使用できます。 許可チェックは以下の通りであるべきです:
o If the nfsace4 indicates that the open may be done, then it should
be granted without reference to the server.
o nfsace4が、戸外が完了しているかもしれないのを示すなら、サーバの参照なしでそれを与えるべきです。
o If the nfsace4 indicates that the open may not be done, then an
ACCESS request must be sent to the server to obtain the definitive
answer.
o nfsace4が、戸外が完了していないかもしれないのを示すなら、決定的な答えを得るためにACCESS要求をサーバに送らなければなりません。
The server may return an nfsace4 that is more restrictive than the actual ACL of the file. This includes an nfsace4 that specifies denial of all access. Note that some common practices such as mapping the traditional user "root" to the user "nobody" may make it incorrect to return the actual ACL of the file in the delegation response.
サーバはファイルの実際のACLより制限しているnfsace4を返すかもしれません。 これはすべてのアクセサリーの否定を指定するnfsace4を含んでいます。 伝統的なユーザ「根」をユーザ「だれも」に写像などでないことなどの一般的ないくつかの習慣で委譲応答でファイルの実際のACLを返すのが不正確になるかもしれないことに注意してください。
The use of delegation together with various other forms of caching creates the possibility that no server authentication will ever be performed for a given user since all of the user's requests might be satisfied locally. Where the client is depending on the server for authentication, the client should be sure authentication occurs for each user by use of the ACCESS operation. This should be the case even if an ACCESS operation would not be required otherwise. As mentioned before, the server may enforce frequent authentication by returning an nfsace4 denying all access with every open delegation.
他の様々なフォームのキャッシュに伴う委譲の使用はユーザの要求のすべてが局所的に満足するかもしれないのでサーバ証明が全く今までに与えられたユーザのために実行されない可能性を作成します。 クライアントが認証のためにサーバによっているところでは、クライアントは認証が各ユーザのためにACCESS操作の使用で起こるのを確信しているべきです。 ACCESS操作は別の方法で必要でなくても、これがそうであるべきです。 以前言及されるように、サーバはあらゆる開いている委譲ですべてのアクセスを拒絶するnfsace4を返すことによって、頻繁な認証を実施するかもしれません。
9.4.1. Open Delegation and Data Caching
9.4.1. 開いている委譲とデータキャッシュ
OPEN delegation allows much of the message overhead associated with the opening and closing files to be eliminated. An open when an open delegation is in effect does not require that a validation message be sent to the server. The continued endurance of the "read open delegation" provides a guarantee that no OPEN for write and thus no write has occurred. Similarly, when closing a file opened for write and if write open delegation is in effect, the data written does not have to be flushed to the server until the open delegation is
オープン委譲は、始まりに関連づけられて、ファイルを閉じるメッセージオーバーヘッドの多くが排除されるのを許容します。 開いている委譲が有効であるときに、戸外は、合法化メッセージがサーバに送られるのを必要としません。「読書の開いている委譲」の継続的な辛抱は書いてください。そうすれば、その結果、いいえが書くのでオープンが全く起こっていないという保証を前提とします。 そして、開かれたファイルを閉じるときには同様に、書いてください、書く、開いている委譲が有効である、開いている委譲が洗い流される必要はないまで、書かれたデータはサーバに洗い流される必要はありません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 80] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[80ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
recalled. The continued endurance of the open delegation provides a guarantee that no open and thus no read or write has been done by another client.
思い出される。 開いている委譲の継続的な辛抱は行われた戸外がなくていいえがその結果、読むか、または別のクライアントが書く保証を提供します。
For the purposes of open delegation, READs and WRITEs done without an OPEN are treated as the functional equivalents of a corresponding type of OPEN. This refers to the READs and WRITEs that use the special stateids consisting of all zero bits or all one bits. Therefore, READs or WRITEs with a special stateid done by another client will force the server to recall a write open delegation. A WRITE with a special stateid done by another client will force a recall of read open delegations.
開いている委譲の目的のために、オープンなしで行われたREADsとWRITEsは対応するタイプのオープンの機能的な同等物として扱われます。 これはすべてのゼロ・ビットかすべての1ビットから成る特別なstateidsを使用するREADsとWRITEsを示します。 したがって、READsか別のクライアントが特別なstateidを完了しているWRITEsがaが開いている委譲を書くリコールにサーバを押し込むでしょう。 クライアントがリコールを強制する別のものが特別なstateidを完了しているWRITEは開いている委譲を読みました。
With delegations, a client is able to avoid writing data to the server when the CLOSE of a file is serviced. The CLOSE operation is the usual point at which the client is notified of a lack of stable storage for the modified file data generated by the application. At the CLOSE, file data is written to the server and through normal accounting the server is able to determine if the available file system space for the data has been exceeded (i.e. server returns NFS4ERR_NOSPC or NFS4ERR_DQUOT). This accounting includes quotas. The introduction of delegations requires that a alternative method be in place for the same type of communication to occur between client and server.
委譲で、クライアントは、ファイルのCLOSEが調整されるとき、サーバにデータを書くのを避けることができます。 CLOSE操作はクライアントがアプリケーションで生成された変更されたファイルデータのための安定貯蔵の不足について通知される普通のポイントです。 CLOSEでは、データのための利用可能なファイルのシステムスペースが超えられているなら(すなわち、サーバリターンのNFS4ERR_NOSPCかNFS4ERR_DQUOT)、ファイルデータはサーバと、そして、サーバが決定できる通常の会計を通して書かれます。 この会計は割当てを含んでいます。 委譲の導入は、別法が同じタイプに関するコミュニケーションがクライアントとサーバの間に現れるように適所にあるのを必要とします。
In the delegation response, the server provides either the limit of the size of the file or the number of modified blocks and associated block size. The server must ensure that the client will be able to flush data to the server of a size equal to that provided in the original delegation. The server must make this assurance for all outstanding delegations. Therefore, the server must be careful in its management of available space for new or modified data taking into account available file system space and any applicable quotas. The server can recall delegations as a result of managing the available file system space. The client should abide by the server's state space limits for delegations. If the client exceeds the stated limits for the delegation, the server's behavior is undefined.
委譲応答に、サーバはファイルのサイズの限界か変更されたブロックと関連ブロック・サイズの数のどちらかを提供します。 サーバは、クライアントがオリジナルの委譲に提供されたそれと等しいサイズのサーバにデータを洗い流すことができるのを確実にしなければなりません。 サーバはすべての傑出している委譲のためのこの保証をしなければなりません。 したがって、利用可能なファイルのシステムスペースとどんな適切な割当ても考慮に入れる新しいか変更されたデータに、サーバは利用可能なスペースの管理で慎重であるに違いありません。 利用可能なファイルのシステムスペースを管理することの結果、サーバは委譲を思い出すことができます。 クライアントは委譲のためのサーバの州の宇宙の限界に従うべきです。 クライアントが委譲のための述べられた限界を超えているなら、サーバの振舞いは未定義です。
Based on server conditions, quotas or available file system space, the server may grant write open delegations with very restrictive space limitations. The limitations may be defined in a way that will always force modified data to be flushed to the server on close.
サーバ状態か割当てか利用可能なファイルのシステムスペース、サーバに基づいて、交付金が非常に制限している宇宙制限で開いている委譲を書きますように。 制限は変更されたデータがいつもやむを得ず近くでオンなサーバに洗い流される方法で定義されるかもしれません。
With respect to authentication, flushing modified data to the server after a CLOSE has occurred may be problematic. For example, the user of the application may have logged off of the client and unexpired authentication credentials may not be present. In this case, the client may need to take special care to ensure that local unexpired
認証に関して、CLOSEが起こった後に変更されたデータをサーバに洗い流すのは問題が多いかもしれません。 例えば、アプリケーションのユーザはクライアントから登録されていた状態で持っているかもしれません、そして、満期になっていない認証資格証明書は存在していないかもしれません。 この場合、クライアントは、満期になっていない状態でそのローカルを確実にするために特別に注意を払う必要があるかもしれません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 81] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[81ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
credentials will in fact be available. This may be accomplished by tracking the expiration time of credentials and flushing data well in advance of their expiration or by making private copies of credentials to assure their availability when needed.
事実上、資格証明書は利用可能になるでしょう。 これは、必要であるとそれらの有用性を保証する資格証明書とデータを洗い流す彼らの満了のよく前か個人的なコピーの資格証明書を作るのによる満了時間を追跡することによって、達成されるかもしれません。
9.4.2. Open Delegation and File Locks
9.4.2. 開いている委譲とファイルロック
When a client holds a write open delegation, lock operations are performed locally. This includes those required for mandatory file locking. This can be done since the delegation implies that there can be no conflicting locks. Similarly, all of the revalidations that would normally be associated with obtaining locks and the flushing of data associated with the releasing of locks need not be done.
クライアントがaを保持するときには開いている委譲を書いてください、そして、ロック操作は局所的に実行されます。 これは義務的なファイルのロックに必要であるものを含んでいます。 委譲が、錠が闘争でないことができるのを含意するので、これができます。 同様に、通常、錠のリリースに関連しているデータを錠を入手して、洗い流すのに関連している再合法化のすべてが完了している必要はありません。
9.4.3. Recall of Open Delegation
9.4.3. 開いている委譲のリコール
The following events necessitate recall of an open delegation:
以下のイベントは開いている委譲のリコールを必要とします:
o Potentially conflicting OPEN request (or READ/WRITE done with
"special" stateid)
o 潜在的に闘争しているオープン要求(または、「特別な」stateidで行われたREAD/WRITE)
o SETATTR issued by another client
o 別のクライアントによって発行されたSETATTR
o REMOVE request for the file
o 削除、ファイルのための要求
o RENAME request for the file as either source or target of the
RENAME
o RENAMEのソースか目標のどちらかとしてのファイルに関するRENAME要求
Whether a RENAME of a directory in the path leading to the file results in recall of an open delegation depends on the semantics of the server file system. If that file system denies such RENAMEs when a file is open, the recall must be performed to determine whether the file in question is, in fact, open.
ファイルにつながる経路のディレクトリのRENAMEが開いている委譲のリコールをもたらすかどうかがサーバファイルシステムの意味論によります。 ファイルが開いているとき、そのファイルシステムがそのようなRENAMEsを否定するなら、問題のファイルが事実上、開くことであるかどうか決定するためにリコールを実行しなければなりません。
In addition to the situations above, the server may choose to recall open delegations at any time if resource constraints make it advisable to do so. Clients should always be prepared for the possibility of recall.
状況に加えて、そうするのがリソース規制で賢明になるなら、上では、サーバが、いつでも開いている委譲を思い出すのを選ぶかもしれません。 クライアントはリコールの可能性のためにいつも用意ができているべきです。
The server needs to employ special handling for a GETATTR where the target is a file that has a write open delegation in effect. In this case, the client holding the delegation needs to be interrogated. The server will use a CB_GETATTR callback, if the GETATTR attribute bits include any of the attributes that a write open delegate may modify (object_size, time_modify, change).
サーバは、目標が事実上、aが開いている委譲を書くファイルであるGETATTRに特別な取り扱いを使う必要があります。 この場合、委譲を保持しているクライアントは、査問される必要があります。 サーバはCB_GETATTRコールバックを使用するでしょう、GETATTR属性ビットがaが(サイズ、_が変更する時間が変えるオブジェクト_)を変更するかもしれないとオープンな代表に書く属性のどれかを含んでいるなら。
Shepler, et al. Standards Track [Page 82] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[82ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
When a client receives a recall for an open delegation, it needs to update state on the server before returning the delegation. These same updates must be done whenever a client chooses to return a delegation voluntarily. The following items of state need to be dealt with:
クライアントが開いている委譲のためのリコールを受けるとき、それは、委譲を返す前にサーバの状態をアップデートする必要があります。 クライアントが、自発的に委譲を返すのを選ぶときはいつも、これらの同じアップデートをしなければなりません。 状態の以下の項目は、対処される必要があります:
o If the file associated with the delegation is no longer open and
no previous CLOSE operation has been sent to the server, a CLOSE
operation must be sent to the server.
o 委譲に関連しているファイルがもう開かれていなくて、また前のCLOSE操作を全くサーバに送らないなら、CLOSE操作をサーバに送らなければなりません。
o If a file has other open references at the client, then OPEN
operations must be sent to the server. The appropriate stateids
will be provided by the server for subsequent use by the client
since the delegation stateid will not longer be valid. These OPEN
requests are done with the claim type of CLAIM_DELEGATE_CUR. This
will allow the presentation of the delegation stateid so that the
client can establish the appropriate rights to perform the OPEN.
(see the section "Operation 18: OPEN" for details.)
o ファイルがクライアントに他の開いている参照を持っているなら、オープン操作をサーバに送らなければなりません。委譲stateidが、より長い間有効にならないので、クライアントはその後の使用のためのサーバで適切なstateidsを提供するでしょう。 オープン要求がクレーム_DELEGATE_CURのクレームタイプで行われるこれら。 これは、クライアントがオープンを実行する適切な権利を確立できるように、委譲stateidのプレゼンテーションを許容するでしょう。 (詳細に関して「操作18: 戸外」というセクションを見てください。)
o If there are granted file locks, the corresponding LOCK operations
need to be performed. This applies to the write open delegation
case only.
o ファイルロックを与えるなら、対応するLOCK操作は、実行される必要があります。 これが、申し込む、開いている委譲ケースだけを書いてください。
o For a write open delegation, if at the time of recall the file is
not open for write, all modified data for the file must be flushed
to the server. If the delegation had not existed, the client
would have done this data flush before the CLOSE operation.
o aに関しては、開いている委譲を書いてください、リコール時点でファイルがファイルのための書いている、すべて変更されたデータのための戸外をサーバに洗い流さなければならないということでないなら。委譲が存在しなかったなら、クライアントはCLOSE操作の平らに前にこのデータをしたでしょうに。
o For a write open delegation when a file is still open at the time
of recall, any modified data for the file needs to be flushed to
the server.
o aに関しては、ファイルが、サーバに洗い流される必要があるので、ファイルがまだ開いていたらリコール、どんな変更されたデータ時点でも、開いている委譲を書いてください。
o With the write open delegation in place, it is possible that the
file was truncated during the duration of the delegation. For
example, the truncation could have occurred as a result of an OPEN
UNCHECKED with a object_size attribute value of zero. Therefore,
if a truncation of the file has occurred and this operation has
not been propagated to the server, the truncation must occur
before any modified data is written to the server.
o 適所に開いている委譲を書いてください、そして、ファイルが委譲の持続時間の間先端を切られたのは、可能です。 例えば、トランケーションはゼロのオブジェクト_サイズ属性値があるOPEN UNCHECKEDの結果、起こったかもしれません。 したがって、ファイルのトランケーションが起こって、この操作がサーバに伝播されていないなら、どんな変更されたデータもサーバに書かれている前にトランケーションは起こらなければなりません。
In the case of write open delegation, file locking imposes some additional requirements. The flushing of any modified data in any region for which a write lock was released while the write open delegation was in effect is what is required to precisely maintain the associated invariant. However, because the write open delegation implies no other locking by other clients, a simpler implementation
ケース、開いている委譲を書いてください、そして、ファイルロックはいくつかの追加要件を課します。 書いてください。どのaが書くかがロックされるのでどんな領域もどんな変更されたデータも洗い流すことがリリースされた、開いている委譲は有効であるのが、正確に不変に関連を維持するのに必要であることであるということでした。 しかしながら、他のクライアント、より簡単な実装によってロックされないもう一方を全く委譲が含意する戸外に書いてください。
Shepler, et al. Standards Track [Page 83] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[83ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
is to flush all modified data for the file (as described just above) if any write lock has been released while the write open delegation was in effect.
書いてください。いずれか錠を書くなら洗い流すために、ファイル(すぐ上で説明されるように)のためのすべての変更されたデータが発表されたということである、開いている委譲は有効でした。
9.4.4. Delegation Revocation
9.4.4. 委譲取消し
At the point a delegation is revoked, if there are associated opens on the client, the applications holding these opens need to be notified. This notification usually occurs by returning errors for READ/WRITE operations or when a close is attempted for the open file.
ポイントでは、委譲は取り消されます、あれば関連、クライアント(これらを開けておくと通知されるために必要とするアプリケーション)の上で開きます。 通常、この通知は、READ/WRITE操作かそれとも閉鎖がいつオープン・ファイルのために試みられているか間、誤りを返すことによって、現れます。
If no opens exist for the file at the point the delegation is revoked, then notification of the revocation is unnecessary. However, if there is modified data present at the client for the file, the user of the application should be notified. Unfortunately, it may not be possible to notify the user since active applications may not be present at the client. See the section "Revocation Recovery for Write Open Delegation" for additional details.
いいえが開くなら、ファイルのためにポイントに存在してください。委譲は取り消されます、次に、取消しの通知が不要であるということです。 しかしながら、ファイルのためのクライアントの現在の変更されたデータがあれば、アプリケーションのユーザは通知されるべきです。 残念ながら、選考中の応募者がクライアントに存在していないかもしれないので、ユーザに通知するのは可能でないかもしれません。 開いている委譲を書いてください。セクションを見てください、「取消し回復、」 追加詳細のために。
9.5. Data Caching and Revocation
9.5. データキャッシュと取消し
When locks and delegations are revoked, the assumptions upon which successful caching depend are no longer guaranteed. The owner of the locks or share reservations which have been revoked needs to be notified. This notification includes applications with a file open that has a corresponding delegation which has been revoked. Cached data associated with the revocation must be removed from the client. In the case of modified data existing in the client's cache, that data must be removed from the client without it being written to the server. As mentioned, the assumptions made by the client are no longer valid at the point when a lock or delegation has been revoked. For example, another client may have been granted a conflicting lock after the revocation of the lock at the first client. Therefore, the data within the lock range may have been modified by the other client. Obviously, the first client is unable to guarantee to the application what has occurred to the file in the case of revocation.
錠と委譲が取り消されるとき、どのうまくいっているキャッシュがよるかに関して仮定はもう保証されません。 取り消された錠かシェアの予約の所有者は、通知される必要があります。 この通知は取り消された対応する委譲を持っている開いているファイルによるアプリケーションを含んでいます。 クライアントから取消しに関連しているキャッシュされたデータを取り除かなければなりません。 変更されたデータがクライアントのキャッシュで存在する場合では、そのデータをそれのない書かれているクライアントからサーバまで取り除かなければなりません。錠か委譲が取り消されたとき、言及されるように、クライアントによってされた仮定はもうポイントで有効ではありません。 例えば、錠の取消しの後に最初のクライアントで闘争錠を別のクライアントに与えたかもしれません。 したがって、ロック範囲の中のデータはもう片方のクライアントによって変更されたかもしれません。 明らかに、最初のクライアントは取消しの場合でファイルの心に浮かんだことをアプリケーションに保証できません。
Notification to a lock owner will in many cases consist of simply returning an error on the next and all subsequent READs/WRITEs to the open file or on the close. Where the methods available to a client make such notification impossible because errors for certain operations may not be returned, more drastic action such as signals or process termination may be appropriate. The justification for this is that an invariant for which an application depends on may be violated. Depending on how errors are typically treated for the client operating environment, further levels of notification including logging, console messages, and GUI pop-ups may be appropriate.
多くの場合、ロック所有者への通知はオープン・ファイルへの次の、そして、その後のREADs/WRITEsの上、または、閉鎖の上で単に誤りを返すのから成るでしょう。 ある操作のための誤りが返されないかもしれないのでそのような通知がクライアントにとって、利用可能なメソッドで不可能になるところでは、合図するような、より抜本的な動きかプロセス終了が適切であるかもしれません。 それは不変式です。これのための正当化、アプリケーションがどれによるかが違反されるかもしれないので。 誤りがどう登録するのを含むクライアント操作環境のために通常扱われて、さらなるレベルに関する通知であるかによる、コンソールメッセージ、およびGUIポップアップは適切であるかもしれません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 84] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[84ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
9.5.1. Revocation Recovery for Write Open Delegation
9.5.1. 取消し回復、開いている委譲を書いてください。
Revocation recovery for a write open delegation poses the special issue of modified data in the client cache while the file is not open. In this situation, any client which does not flush modified data to the server on each close must ensure that the user receives appropriate notification of the failure as a result of the revocation. Since such situations may require human action to correct problems, notification schemes in which the appropriate user or administrator is notified may be necessary. Logging and console messages are typical examples.
ファイルが開いていない間、aのための取消し回復はクライアントキャッシュにおける、変更されたデータの増刊を開いている委譲姿勢に書きます。 この状況、そうしないどんなクライアントでも、各閉鎖のサーバへの豊富な変更されたデータは、ユーザが取消しの結果、失敗の適切な通知を受け取るのを確実にしなければなりません。 そのような状況が問題を修正するために人間の行為を必要とするかもしれないので、適切なユーザか管理者に通知する通知体系が必要であるかもしれません。 伐採とコンソールメッセージは典型的な例です。
If there is modified data on the client, it must not be flushed normally to the server. A client may attempt to provide a copy of the file data as modified during the delegation under a different name in the file system name space to ease recovery. Unless the client can determine that the file has not modified by any other client, this technique must be limited to situations in which a client has a complete cached copy of the file in question. Use of such a technique may be limited to files under a certain size or may only be used when sufficient disk space is guaranteed to be available within the target file system and when the client has sufficient buffering resources to keep the cached copy available until it is properly stored to the target file system.
クライアントに関する変更されたデータがあれば、通常、それをサーバに洗い流してはいけません。クライアントは、回復を緩和するためにスペースというファイルシステム名の異なった名前の下で委譲の間の変更されるとしてのファイルデータのコピーを提供するのを試みるかもしれません。 いかなる他のクライアントによっても変更されて、クライアントが、ファイルがそうしていないと決心できないなら、このテクニックをクライアントが問題のファイルの完全なキャッシュされたコピーを持っている状況に制限しなければなりません。 そのようなテクニックの使用は、あるサイズの下でファイルに制限されるか、または十分な椎間腔が目標ファイルシステムの中で利用可能になるように保証されて、クライアントにそれが適切に目標ファイルシステムとして保存されるまでキャッシュされた写しを利用可能であることへ取っておくことができるくらいのバッファリングリソースがあると、使用されるだけであるかもしれません。
9.6. Attribute Caching
9.6. 属性キャッシュ
The attributes discussed in this section do not include named attributes. Individual named attributes are analogous to files and caching of the data for these needs to be handled just as data caching is for ordinary files. Similarly, LOOKUP results from an OPENATTR directory are to be cached on the same basis as any other pathnames and similarly for directory contents.
このセクションで議論した属性は命名された属性を含んでいません。 個々の命名された属性はこれらのちょうどデータキャッシュが普通のファイルのためのものであって扱われるべき必要性のためのデータのファイルとキャッシュに類似しています。 同様に、OPENATTRディレクトリからのLOOKUP結果はディレクトリコンテンツのためにいかなる他のパス名とも同じベースに同様にキャッシュされることです。
Clients may cache file attributes obtained from the server and use them to avoid subsequent GETATTR requests. Such caching is write through in that modification to file attributes is always done by means of requests to the server and should not be done locally and cached. The exception to this are modifications to attributes that are intimately connected with data caching. Therefore, extending a file by writing data to the local data cache is reflected immediately in the object_size as seen on the client without this change being immediately reflected on the server. Normally such changes are not propagated directly to the server but when the modified data is flushed to the server, analogous attribute changes are made on the server. When open delegation is in effect, the modified attributes may be returned to the server in the response to a CB_RECALL call.
クライアントは、サーバから得られたファイル属性をキャッシュして、その後のGETATTR要求を避けるのにそれらを使用するかもしれません。 そのようなキャッシュはサーバへの要求によっていつもして、局所的にするべきでなくて、キャッシュするファイル属性へのその変更で突き抜けた状態で書くことです。 これへの例外は親密にデータキャッシュに接続される属性への変更です。 したがって、クライアントの上ですぐにサーバで反映されるこの変化なしで見られるように地方のデータキャッシュにデータを書くことによってファイルを広げるのをすぐオブジェクト_サイズに反映します。通常、そのような変化を直接サーバに伝播しませんが、変更されたデータをサーバに洗い流すときサーバで類似の属性変更をします。開いている委譲が有効であるときに、CB_RECALL呼び出しへの応答におけるサーバに変更された属性を返すかもしれません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 85] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[85ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
The result of local caching of attributes is that the attribute caches maintained on individual clients will not be coherent. Changes made in one order on the server may be seen in a different order on one client and in a third order on a different client.
属性の地方のキャッシュの結果は個々のクライアントの上で維持された属性キャッシュが一貫性を持たないということです。 サーバに関する1つのオーダーで行われた変更は1人のクライアントに関する異なった注文と異なったクライアントに関する3番目の注文で見られるかもしれません。
The typical file system application programming interfaces do not provide means to atomically modify or interrogate attributes for multiple files at the same time. The following rules provide an environment where the potential incoherences mentioned above can be reasonably managed. These rules are derived from the practice of previous NFS protocols.
典型的なファイルのシステム応用プログラミングインターフェースは同時に複数のファイルのために原子論的に属性について変更するか、または査問する手段を提供しません。 以下の規則は合理的に前記のように潜在的支離滅裂に対処できるところに環境を提供します。 前のNFSプロトコルの実践からこれらの規則を得ます。
o All attributes for a given file (per-fsid attributes excepted) are
cached as a unit at the client so that no non-serializability can
arise within the context of a single file.
o 与えられたファイル(1fsidあたりの属性は除かれた)のためのすべての属性が、非serializabilityが全く一列の文脈の中に起こることができないように、クライアントで一体にしてキャッシュされます。
o An upper time boundary is maintained on how long a client cache
entry can be kept without being refreshed from the server.
o 上側の時間境界はサーバからリフレッシュされないでどれくらい長いクライアントキャッシュエントリーを保つことができるかに関して維持されます。
o When operations are performed that change attributes at the
server, the updated attribute set is requested as part of the
containing RPC. This includes directory operations that update
attributes indirectly. This is accomplished by following the
modifying operation with a GETATTR operation and then using the
results of the GETATTR to update the client's cached attributes.
o サーバにおける属性を変える操作が実行されるとき、アップデートされた属性セットは含んでいるRPCの一部として要求されます。 これは間接的に属性をアップデートするディレクトリ操作を含んでいます。 これはGETATTR操作で変更作業に続くことによって、達成されます、そして、次に、クライアントをアップデートするのにGETATTRの結果を使用すると、属性はキャッシュされました。
Note that if the full set of attributes to be cached is requested by READDIR, the results can be cached by the client on the same basis as attributes obtained via GETATTR.
キャッシュされるべき属性のフルセットがREADDIRによって要求されるなら、クライアントがGETATTRを通して得られた属性と同じベースで結果をキャッシュできることに注意してください。
A client may validate its cached version of attributes for a file by fetching only the change attribute and assuming that if the change attribute has the same value as it did when the attributes were cached, then no attributes have changed. The possible exception is the attribute time_access.
変化属性だけをとって来て、変化属性に同じ値が属性がキャッシュされたとき、持っていたようにあるなら属性が全く変化していないと仮定することによって、クライアントはファイルのために属性のキャッシュされたバージョンを有効にするかもしれません。 可能な例外は属性時間_アクセサリーです。
9.7. Name Caching
9.7. 名前キャッシュ
The results of LOOKUP and READDIR operations may be cached to avoid the cost of subsequent LOOKUP operations. Just as in the case of attribute caching, inconsistencies may arise among the various client caches. To mitigate the effects of these inconsistencies and given the context of typical file system APIs, the following rules should be followed:
LOOKUPとREADDIR操作の結果は、その後のLOOKUP操作の費用を避けるためにキャッシュされるかもしれません。 ちょうど属性キャッシュに関するケースのように、矛盾は様々なクライアントキャッシュの中に起こるかもしれません。 これらの効果を緩和するために、矛盾であり、典型的なファイルシステムAPIの文脈を考えて、以下の規則は従われるべきです:
o The results of unsuccessful LOOKUPs should not be cached, unless
they are specifically reverified at the point of use.
o 使用のポイントで明確に彼らを再検証しない場合、失敗のLOOKUPsの結果をキャッシュするべきではありません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 86] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[86ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
o An upper time boundary is maintained on how long a client name
cache entry can be kept without verifying that the entry has not
been made invalid by a directory change operation performed by
another client.
o 上側の時間境界は別のクライアントによって実行されたディレクトリ変化操作でエントリーを無効にしていないことを確かめないどれくらい長いクライアント名前キャッシュエントリーを保つことができるかに関して維持されます。
When a client is not making changes to a directory for which there exist name cache entries, the client needs to periodically fetch attributes for that directory to ensure that it is not being modified. After determining that no modification has occurred, the expiration time for the associated name cache entries may be updated to be the current time plus the name cache staleness bound.
クライアントが名前キャッシュエントリーが存在するディレクトリへの変更を行っていないとき、クライアントは、そのディレクトリが、それが変更されていないのを保証するように定期的に属性をとって来る必要があります。 変更が全く起こっていないことを決定した後に、現在の時間になるように関連名前キャッシュエントリーへの満了時間をアップデートしたかもしれません、そして、名前キャッシュ腐敗は付きました。
When a client is making changes to a given directory, it needs to determine whether there have been changes made to the directory by other clients. It does this by using the change attribute as reported before and after the directory operation in the associated change_info4 value returned for the operation. The server is able to communicate to the client whether the change_info4 data is provided atomically with respect to the directory operation. If the change values are provided atomically, the client is then able to compare the pre-operation change value with the change value in the client's name cache. If the comparison indicates that the directory was updated by another client, the name cache associated with the modified directory is purged from the client. If the comparison indicates no modification, the name cache can be updated on the client to reflect the directory operation and the associated timeout extended. The post-operation change value needs to be saved as the basis for future change_info4 comparisons.
クライアントが与えられたディレクトリへの変更を行っているとき、それは、他のクライアントによるディレクトリにされた変更があったかどうか決定する必要があります。 それは、操作のために返された関連変化_info4値におけるディレクトリ操作の前後に報告されるように変化属性を使用することによって、これをします。 サーバは、変化_info4データがディレクトリ操作に関して原子論的に提供されるかどうかクライアントに伝えることができます。 原子論的に変化値を提供するなら、クライアントはクライアントの名前キャッシュにおける変化値とプレ操作変化価値を比べることができます。 比較が、ディレクトリが別のクライアントによってアップデートされたのを示すなら、変更されたディレクトリに関連している名前キャッシュはクライアントから追放されます。 比較が変更を全く示さないなら、ディレクトリ操作を反映するためにクライアントで名前キャッシュをアップデートできました、そして、関連タイムアウトは広がりました。 ポスト操作変化価値は、今後の変化_info4比較の基準として保存される必要があります。
As demonstrated by the scenario above, name caching requires that the client revalidate name cache data by inspecting the change attribute of a directory at the point when the name cache item was cached. This requires that the server update the change attribute for directories when the contents of the corresponding directory is modified. For a client to use the change_info4 information appropriately and correctly, the server must report the pre and post operation change attribute values atomically. When the server is unable to report the before and after values atomically with respect to the directory operation, the server must indicate that fact in the change_info4 return value. When the information is not atomically reported, the client should not assume that other clients have not changed the directory.
名前キャッシュ項目がキャッシュされたとき、シナリオによって示されるように、上では、名前キャッシュが、クライアントrevalidateがポイントでディレクトリの変化属性を点検することによってキャッシュデータを命名するのを必要とします。 これは、対応するディレクトリのコンテンツが変更されているとき、サーバがディレクトリのために変化属性をアップデートするのを必要とします。 そして、クライアントが適切に正しく変化_info4情報を使用するように、サーバが報告しなければならない、前、原子論的に操作変化属性値を掲示してください。 サーバが報告できない、以前、後に、ディレクトリ操作、必須が示すサーバに関して_変化info4の事実が値を返すのを原子論的に評価します。 情報が原子論的に報告されないとき、クライアントは、他のクライアントがディレクトリを変えていないと仮定するべきではありません。
9.8. Directory Caching
9.8. ディレクトリキャッシュ
The results of READDIR operations may be used to avoid subsequent READDIR operations. Just as in the cases of attribute and name caching, inconsistencies may arise among the various client caches.
READDIR操作の結果は、その後のREADDIR操作を避けるのに使用されるかもしれません。 ちょうど属性と名前キャッシュに関するケースのように、矛盾は様々なクライアントキャッシュの中に起こるかもしれません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 87] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[87ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
To mitigate the effects of these inconsistencies, and given the context of typical file system APIs, the following rules should be followed:
これらの矛盾である、与えられることの効果を緩和するために、典型的なファイルシステムAPIの文脈であり、以下の規則は従われるべきです:
o Cached READDIR information for a directory which is not obtained
in a single READDIR operation must always be a consistent snapshot
of directory contents. This is determined by using a GETATTR
before the first READDIR and after the last of READDIR that
contributes to the cache.
o いつもただ一つのREADDIR操作で入手されないディレクトリのためのキャッシュされたREADDIR情報はディレクトリコンテンツの一貫したスナップであるに違いありません。 これは、最初のREADDIRの前とキャッシュに貢献するREADDIRの最終の後にGETATTRを使用することによって、決定します。
o An upper time boundary is maintained to indicate the length of
time a directory cache entry is considered valid before the client
must revalidate the cached information.
o 上側の時間境界は、クライアントがキャッシュされた情報を再有効にしなければならない前に時間aディレクトリキャッシュエントリーの長さが有効であると考えられるのを示すために維持されます。
The revalidation technique parallels that discussed in the case of name caching. When the client is not changing the directory in question, checking the change attribute of the directory with GETATTR is adequate. The lifetime of the cache entry can be extended at these checkpoints. When a client is modifying the directory, the client needs to use the change_info4 data to determine whether there are other clients modifying the directory. If it is determined that no other client modifications are occurring, the client may update its directory cache to reflect its own changes.
再合法化のテクニックは名前キャッシュの場合で議論したそれに沿います。 クライアントが問題のディレクトリを変えていないとき、ディレクトリの変化属性についてGETATTRに問い合わせるのは適切です。 これらのチェックポイントでキャッシュエントリーの生涯を広げることができます。 クライアントがディレクトリを変更しているとき、クライアントは、ディレクトリを変更する他のクライアントがいるかどうか決定するのに変化_info4データを使用する必要があります。 他のクライアント変更が全く起こっていないのが、決定しているなら、クライアントは、それ自身の変化を反映するためにディレクトリキャッシュをアップデートするかもしれません。
As demonstrated previously, directory caching requires that the client revalidate directory cache data by inspecting the change attribute of a directory at the point when the directory was cached. This requires that the server update the change attribute for directories when the contents of the corresponding directory is modified. For a client to use the change_info4 information appropriately and correctly, the server must report the pre and post operation change attribute values atomically. When the server is unable to report the before and after values atomically with respect to the directory operation, the server must indicate that fact in the change_info4 return value. When the information is not atomically reported, the client should not assume that other clients have not changed the directory.
以前に示されるように、ディレクトリキャッシュは、クライアントrevalidateディレクトリがディレクトリがキャッシュされたときポイントでディレクトリの変化属性を点検することによってデータをキャッシュするのを必要とします。 これは、対応するディレクトリのコンテンツが変更されているとき、サーバがディレクトリのために変化属性をアップデートするのを必要とします。 そして、クライアントが適切に正しく変化_info4情報を使用するように、サーバが報告しなければならない、前、原子論的に操作変化属性値を掲示してください。 サーバが報告できない、以前、後に、ディレクトリ操作、必須が示すサーバに関して_変化info4の事実が値を返すのを原子論的に評価します。 情報が原子論的に報告されないとき、クライアントは、他のクライアントがディレクトリを変えていないと仮定するべきではありません。
10. Minor Versioning
10. 小さい方のVersioning
To address the requirement of an NFS protocol that can evolve as the need arises, the NFS version 4 protocol contains the rules and framework to allow for future minor changes or versioning.
必要に応じて発展できるNFSプロトコルの要件を扱うために、NFSバージョン4プロトコルは将来のマイナーチェンジかversioningのために許容する規則とフレームワークを含んでいます。
The base assumption with respect to minor versioning is that any future accepted minor version must follow the IETF process and be documented in a standards track RFC. Therefore, each minor version number will correspond to an RFC. Minor version zero of the NFS
小さい方のversioningに関するベース仮定はどんな将来の受け入れられた小さい方のバージョンもIETFプロセスに続かなければならなくて、標準化過程RFCに記録されるということです。 したがって、各マイナーバージョン番号はRFCに対応するでしょう。 小さい方のバージョンゼロ NFSについて
Shepler, et al. Standards Track [Page 88] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[88ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
version 4 protocol is represented by this RFC. The COMPOUND procedure will support the encoding of the minor version being requested by the client.
バージョン4プロトコルはこのRFCによって表されます。 COMPOUND手順はクライアントによって要求されている小さい方のバージョンのコード化をサポートするでしょう。
The following items represent the basic rules for the development of minor versions. Note that a future minor version may decide to modify or add to the following rules as part of the minor version definition.
以下の項目は小さい方のバージョンの開発のための基本的なルールを表します。 将来の小さい方のバージョンが、小さい方のバージョン定義の一部として以下の規則に変更するか、または加えると決めるかもしれないことに注意してください。
1 Procedures are not added or deleted
1手順は、加えられもしませんし、削除もされません。
To maintain the general RPC model, NFS version 4 minor versions
will not add or delete procedures from the NFS program.
一般的なRPCモデルを維持するために、NFSバージョン4の小さい方のバージョンは、NFSプログラムから手順を加えもしませんし、削除もしないでしょう。
2 Minor versions may add operations to the COMPOUND and
CB_COMPOUND procedures.
2 小さい方のバージョンはCOMPOUNDとCB_COMPOUND手順に操作を追加するかもしれません。
The addition of operations to the COMPOUND and CB_COMPOUND
procedures does not affect the RPC model.
COMPOUNDとCB_COMPOUND手順への操作の追加はRPCモデルに影響しません。
2.1 Minor versions may append attributes to GETATTR4args, bitmap4,
and GETATTR4res.
2.1 小さい方のバージョンはGETATTR4args、bitmap4、およびGETATTR4resに属性を追加するかもしれません。
This allows for the expansion of the attribute model to allow
for future growth or adaptation.
これは、属性モデルの拡張が今後の成長か適合を考慮するのを許容します。
2.2 Minor version X must append any new attributes after the last
documented attribute.
2.2 小さい方のバージョンXは最後に記録された属性の後にどんな新しい属性も追加しなければなりません。
Since attribute results are specified as an opaque array of
per-attribute XDR encoded results, the complexity of adding new
attributes in the midst of the current definitions will be too
burdensome.
1属性あたりのXDRの不透明な配列が結果をコード化したので属性結果が指定されるので、現在の定義の中で新しい属性を加える複雑さは重荷になるようになり過ぎるでしょう。
3 Minor versions must not modify the structure of an existing
operation's arguments or results.
3 小さい方のバージョンは既存の操作の議論か結果の構造を変更してはいけません。
Again the complexity of handling multiple structure definitions
for a single operation is too burdensome. New operations should
be added instead of modifying existing structures for a minor
version.
一方、ただ一つの操作のための複数の構造定義を扱う複雑さは重荷になり過ぎています。 小さい方のバージョンのために現体制を変更することの代わりに新しい操作は加えられるべきです。
This rule does not preclude the following adaptations in a minor
version.
この規則は小さい方のバージョンで以下の適合を排除しません。
o adding bits to flag fields such as new attributes to
GETATTR's bitmap4 data type
o GETATTRのbitmap4データ型への新しい属性などの分野に旗を揚げさせるためにビットを加えます。
Shepler, et al. Standards Track [Page 89] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[89ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
o adding bits to existing attributes like ACLs that have flag
words
o 旗の単語を持っているACLsのような既存の属性にビットを加えます。
o extending enumerated types (including NFS4ERR_*) with new
values
o 新しい値で列挙型(NFS4ERR_*を含んでいます)を広げます。
4 Minor versions may not modify the structure of existing
attributes.
4 小さい方のバージョンは既存の属性の構造を変更しないかもしれません。
5 Minor versions may not delete operations.
5 小さい方のバージョンは操作を削除しないかもしれません。
This prevents the potential reuse of a particular operation
"slot" in a future minor version.
これは将来の小さい方のバージョンにおける、特定の操作「スロット」の潜在的再利用を防ぎます。
6 Minor versions may not delete attributes.
6 小さい方のバージョンは属性を削除しないかもしれません。
7 Minor versions may not delete flag bits or enumeration values.
7 小さい方のバージョンはフラグビットか列挙値を削除しないかもしれません。
8 Minor versions may declare an operation as mandatory to NOT
implement.
8 小さい方のバージョンは実装しないように義務的であるとして操作を宣言するかもしれません。
Specifying an operation as "mandatory to not implement" is
equivalent to obsoleting an operation. For the client, it means
that the operation should not be sent to the server. For the
server, an NFS error can be returned as opposed to "dropping"
the request as an XDR decode error. This approach allows for
the obsolescence of an operation while maintaining its structure
so that a future minor version can reintroduce the operation.
「実装しないように義務的である」として操作を指定するのは操作を時代遅れにするのに同等です。 クライアントに関しては、それは、操作がサーバに送られるべきでないことを意味します。サーバのために、要求がXDRとして「下げる」であることと対照的に誤りを返すことができるNFSは誤りを解読します。 このアプローチは将来の小さい方のバージョンが操作に再紹介できるように構造を維持している間、操作の老廃を考慮します。
8.1 Minor versions may declare attributes mandatory to NOT
implement.
8.1 小さい方のバージョンは、属性が実装しないように義務的であると宣言するかもしれません。
8.2 Minor versions may declare flag bits or enumeration values as
mandatory to NOT implement.
8.2 小さい方のバージョンは、実装しないように義務的であるとしてフラグビットか列挙が値であると宣言するかもしれません。
9 Minor versions may downgrade features from mandatory to
recommended, or recommended to optional.
9 小さい方のバージョンは任意の状態で義務的であるのからのお勧め、またはお勧めへの特徴を格下げするかもしれません。
10 Minor versions may upgrade features from optional to recommended
or recommended to mandatory.
10 小さい方のバージョンは義務的へのお勧めか任意であるのからお勧めまでの特徴をアップグレードさせるかもしれません。
11 A client and server that support minor version X must support
minor versions 0 (zero) through X-1 as well.
11 小さい方のバージョンXをサポートするクライアントとサーバは、また、X-1を通して小さい方のバージョン0が(ゼロ)であるとサポートしなければなりません。
12 No new features may be introduced as mandatory in a minor
version.
12 小さい方のバージョンで義務的であるとして新機能を全く導入しないかもしれません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 90] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[90ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
This rule allows for the introduction of new functionality and
forces the use of implementation experience before designating a
feature as mandatory.
義務的であるとして特徴を指定する前に、この規則は新しい機能性と力の導入のために実装経験の使用を許します。
13 A client MUST NOT attempt to use a stateid, file handle, or
similar returned object from the COMPOUND procedure with minor
version X for another COMPOUND procedure with minor version Y,
where X != Y.
13 クライアントは、小さい方のバージョンYでの別のCOMPOUND手順のための小さい方のバージョンXでCOMPOUND手順からstateid、ファイルハンドル、または同様の返されたオブジェクトを使用するのを試みてはいけません。そこでは、X!がYと等しいです。
11. Internationalization
11. 国際化
The primary issue in which NFS needs to deal with internationalization, or I18n, is with respect to file names and other strings as used within the protocol. The choice of string representation must allow reasonable name/string access to clients which use various languages. The UTF-8 encoding of the UCS as defined by [ISO10646] allows for this type of access and follows the policy described in "IETF Policy on Character Sets and Languages", [RFC2277]. This choice is explained further in the following.
ファイル名と他のストリングに関してNFSが国際化に対処する必要があるプライマリ問題、またはI18nがプロトコルの中で使用されるようにあります。 ストリング表現の選択はクライアントへの妥当な名前/ストリングアクセスを許さなければなりません(様々な言語を使用します)。 定義されるとしての[ISO10646]によるUCSのUTF-8コード化は、このタイプのアクセスを考慮して、「文字コードと言語に関するIETF方針」で説明された方針に従います、[RFC2277。] この選択は以下で、より詳しく説明されます。
11.1. Universal Versus Local Character Sets
11.1. ローカルキャラクターセットに対して普遍的です。
[RFC1345] describes a table of 16 bit characters for many different languages (the bit encodings match Unicode, though of course RFC1345 is somewhat out of date with respect to current Unicode assignments). Each character from each language has a unique 16 bit value in the 16 bit character set. Thus this table can be thought of as a universal character set. [RFC1345] then talks about groupings of subsets of the entire 16 bit character set into "Charset Tables". For example one might take all the Greek characters from the 16 bit table (which are consecutively allocated), and normalize their offsets to a table that fits in 7 bits. Thus it is determined that "lower case alpha" is in the same position as "upper case a" in the US-ASCII table, and "upper case alpha" is in the same position as "lower case a" in the US-ASCII table.
[RFC1345]は多くの異なった言語のために16ビットのキャラクタのテーブルについて説明します(ビットencodingsがユニコードに合っています、RFC1345がもちろん現在のユニコード課題に関していくらか時代遅れですが)。 各言語からの各キャラクタには、16ビットの文字集合における16ビットのユニークな値があります。 したがって、ユニバーサル文字セットとしてこのテーブルを考えることができます。 そして、[RFC1345]は16ビットの全体の文字集合の部分集合の組分けに関して「Charsetテーブル」と話します。 例えば、1つは、16ビット・テーブルからのすべてのギリシア人のキャラクタ(連続して割り当てられる)を取って、7ビットをうまくはめ込むテーブルに彼らのオフセットを正常にするかもしれません。 このようにして、それがその「小文字アルファ」が同じ位置にあると決心している、「大文字、」 米国-ASCIIがテーブルの上に置いて、「大文字アルファ」が同じ位置にあるコネ、「米国-ASCIIテーブルにケースa」を下ろしてください。
These normalized subset character sets can be thought of as "local character sets", suitable for an operating system locale.
オペレーティングシステム現場に適当な「ローカルキャラクターセット」としてこれらの正常にされた部分集合文字集合を考えることができます。
Local character sets are not suitable for the NFS protocol. Consider someone who creates a file with a name in a Swedish character set. If someone else later goes to access the file with their locale set to the Swedish language, then there are no problems. But if someone in say the US-ASCII locale goes to access the file, the file name will look very different, because the Swedish characters in the 7 bit table will now be represented in US-ASCII characters on the display. It would be preferable to give the US-ASCII user a way to display the
ローカルキャラクターセットはNFSプロトコルに適していません。 スウェーデンの文字集合における名前でファイルを作成するだれかを考えてください。 他の誰かが後でそれらの現場セットでスウェーデンの言語にファイルにアクセスしに行くなら、問題が全くありません。しかし、たとえば、米国-ASCII現場のだれかがファイルにアクセスしに行くなら、ファイル名は非常に異なるように見えるでしょう、7ビット・テーブルのスウェーデン人のキャラクタがディスプレイのときに現在米国-ASCII文字で代理をされるので。 米国-ASCIIユーザに表示する方法を与えるのは望ましいでしょう。
Shepler, et al. Standards Track [Page 91] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[91ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
file name using Swedish glyphs. In order to do that, the NFS protocol would have to include the locale with the file name on each operation to create a file.
スウェーデンのglyphsを使用することで名前をファイルしてください。 それをして、NFSプロトコルは、ファイルを作成するために各操作に関するファイル名がある現場を含まなければならないでしょう。
But then what of the situation when there is a path name on the server like:
しかし、そこであるのに、次に、状況のことは以下のようにサーバに関するパス名です。
/component-1/component-2/component-3
/コンポーネント-1/コンポーネント-2/コンポーネント-3
Each component could have been created with a different locale. If one issues CREATE with multi-component path name, and if some of the leading components already exist, what is to be done with the existing components? Is the current locale attribute replaced with the user's current one? These types of situations quickly become too complex when there is an alternate solution.
各コンポーネントは異なった現場で作成されたかもしれません。 1つが多成分系のパス名でCREATEを発行して、主なコンポーネントのいくつかが既に存在しているなら、既存のコンポーネントで何をすることになっていますか? 現在の現場属性をユーザの現在の1つに取り替えますか? 代替策があるとき、これらのタイプの状況は急速に複雑になり過ぎます。
If the NFS version 4 protocol used a universal 16 bit or 32 bit character set (or an encoding of a 16 bit or 32 bit character set into octets), then the server and client need not care if the locale of the user accessing the file is different than the locale of the user who created the file. The unique 16 bit or 32 bit encoding of the character allows for determination of what language the character is from and also how to display that character on the client. The server need not know what locales are used.
NFSバージョン4プロトコルが普遍的な16ビットか32ビットの文字集合(または、八重奏への16ビットか32ビットの文字集合のコード化)を使用したなら、サーバとクライアントは、ファイルにアクセスするユーザの現場がファイルを作成したユーザの現場と異なるかどうか気にかける必要はありません。 キャラクタのユニークな16ビットか32ビットのコード化がキャラクタがどんな言語から来るか、そして、また、クライアントの上でどのようにそのキャラクタを見せるかに関する決断を考慮します。 サーバは、どんな現場が使用されているかを知る必要はありません。
11.2. Overview of Universal Character Set Standards
11.2. ユニバーサル文字セット規格の概要
The previous section makes a case for using a universal character set. This section makes the case for using UTF-8 as the specific universal character set for the NFS version 4 protocol.
前項は、ユニバーサル文字セットを使用するために主張します。 このセクションは、NFSバージョン4プロトコルに特定のユニバーサル文字セットとしてUTF-8を使用するために弁護をします。
[RFC2279] discusses UTF-* (UTF-8 and other UTF-XXX encodings), Unicode, and UCS-*. There are two standards bodies managing universal code sets:
[RFC2279]はUTF-*(UTF-8と他のUTF-XXX encodings)、ユニコード、およびUCS-*について議論します。普遍的なコードセットを管理する2つの標準化団体があります:
o ISO/IEC which has the standard 10646-1
o 規格10646-1があるISO/IEC
o Unicode which has the Unicode standard
o ユニコードを標準にするユニコード
Both standards bodies have pledged to track each other's assignments of character codes.
両方の標準化団体は、互いのキャラクタコードの課題を追跡すると誓約しました。
The following is a brief analysis of the various standards.
↓これは様々な規格の簡潔な分析です。
UCS Universal Character Set. This is ISO/IEC 10646-1: "a
multi-octet character set called the Universal Character
Set (UCS), which encompasses most of the world's writing
systems."
UCSユニバーサル文字セット。 これはISO/IEC10646-1です: 「マルチ八重奏文字集合は、Universalを文字コード(UCS)と呼びました」。(文字コードは世界の書記体系の大部分を包含します)。
Shepler, et al. Standards Track [Page 92] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[92ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
UCS-2 a two octet per character encoding that addresses the first
2^16 characters of UCS. Currently there are no UCS
characters beyond that range.
1文字符号化あたりのUCS-2a2八重奏に、それはUCSの最初の2^16のキャラクタに演説します。 現在、UCSキャラクタは全くその範囲を超えていません。
UCS-4 a four octet per character encoding that permits the
encoding of up to 2^31 characters.
1文字符号化あたりのUCS-4a4八重奏に、それは最大2^31のキャラクタのコード化を可能にします。
UTF UTF is an abbreviation of the term "UCS transformation
format" and is used in the naming of various standards for
encoding of UCS characters as described below.
UTF UTFは「UCS変換形式」という用語の略語であり、以下で説明されるようにUCSキャラクタのコード化の様々な規格の命名に使用されます。
UTF-1 Only historical interest; it has been removed from 10646-1
UTF-1 Onlyの歴史的な関心。 10646-1からそれを取り除きました。
UTF-7 Encodes the entire "repertoire" of UCS "characters using
only octets with the higher order bit clear". [RFC2152]
describes UTF-7. UTF-7 accomplishes this by reserving one
of the 7bit US-ASCII characters as a "shift" character to
indicate non-US-ASCII characters.
全体のUTF-7 Encodes、「レパートリー、」 UCSでは、「より高いオーダービットによる八重奏だけを使用しているキャラクタがクリアします」。 [RFC2152]はUTF-7について説明します。 UTF-7は、非米国のASCII文字を示すために「シフト」キャラクタとして7ビットの米国-ASCII文字のひとりを予約することによって、これを達成します。
UTF-8 Unlike UTF-7, uses all 8 bits of the octets. US-ASCII
characters are encoded as before unchanged. Any octet with
the high bit cleared can only mean a US-ASCII character.
The high bit set means that a UCS character is being
encoded.
UTF-8 Unlike UTF-7、八重奏のすべての8ビットを使用します。 米国-ASCII文字は従来と同様変わりがない状態でコード化されます。 高いビットがきれいにされているどんな八重奏も米国-ASCII文字を意味できるだけです。 高い噛み付いているセットは、UCSキャラクタがコード化されていることを意味します。
UTF-16 Encodes UCS-4 characters into UCS-2 characters using a
reserved range in UCS-2.
UCS-2の予約された範囲を使用しているUCS-2キャラクタへのUTF-16 Encodes UCS-4キャラクタ。
Unicode Unicode and UCS-2 are the same; [RFC2279] states:
ユニコードユニコードとUCS-2は同じです。 [RFC2279]州:
Up to the present time, changes in Unicode and amendments
to ISO/IEC 10646 have tracked each other, so that the
character repertoires and code point assignments have
remained in sync. The relevant standardization committees
have committed to maintain this very useful synchronism.
今までのところ時間、ユニコードにおける変化とISO/IEC10646の修正は互いを追跡しました、キャラクタレパートリーとコードポイント課題が同時性に残ったように。 関連標準化委員会は、この非常に役に立つ同時性を維持するために公約しました。
11.3. Difficulties with UCS-4, UCS-2, Unicode
11.3. UCS-4、UCS-2、ユニコードにおける困難
Adapting existing applications, and file systems to multi-octet schemes like UCS and Unicode can be difficult. A significant amount of code has been written to process streams of bytes. Also there are many existing stored objects described with 7 bit or 8 bit characters. Doubling or quadrupling the bandwidth and storage requirements seems like an expensive way to accomplish I18N.
UCSとユニコードが難しい場合があるように既存のアプリケーション、およびファイルシステムをマルチ八重奏体系に翻案します。 かなりの量のコードが、バイトのストリームを処理するために書かれています。 また、7ビットか8ビットのキャラクタと共に説明された多くの既存の保存されたオブジェクトがあります。 帯域幅とストレージ要件を倍増するか、または4倍にするのがI18Nを達成する高価な方法のように見えます。
Shepler, et al. Standards Track [Page 93] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[93ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
UCS-2 and Unicode are "only" 16 bits long. That might seem to be enough but, according to [Unicode1], 49,194 Unicode characters are already assigned. According to [Unicode2] there are still more languages that need to be added.
UCS-2とユニコードは「単に」長さ16ビットです。 それは十分であるように思えるかもしれませんが、[Unicode1]に従って、4万9194人のユニコード文字が既に選任されます。 [Unicode2]に従って、まして、加えられる必要がある言語があります。
11.4. UTF-8 and its solutions
11.4. UTF-8とそのソリューション
UTF-8 solves problems for NFS that exist with the use of UCS and Unicode. UTF-8 will encode 16 bit and 32 bit characters in a way that will be compact for most users. The encoding table from UCS-4 to UTF-8, as copied from [RFC2279]:
UTF-8はUCSとユニコードの使用で存在するNFSのための問題を解決します。 UTF-8はほとんどのユーザにとってコンパクトになる方法で16ビットと32ビットのキャラクタをコード化するでしょう。 [RFC2279]からコピーされるようなUCS-4からUTF-8までのコード化テーブル
UCS-4 range (hex.) UTF-8 octet sequence (binary)
0000 0000-0000 007F 0xxxxxxx
0000 0080-0000 07FF 110xxxxx 10xxxxxx
0000 0800-0000 FFFF 1110xxxx 10xxxxxx 10xxxxxx
0001 0000-001F FFFF 11110xxx 10xxxxxx 10xxxxxx 10xxxxxx
0020 0000-03FF FFFF 111110xx 10xxxxxx 10xxxxxx 10xxxxxx 10xxxxxx
0400 0000-7FFF FFFF 1111110x 10xxxxxx 10xxxxxx 10xxxxxx 10xxxxxx
10xxxxxx
UCS-4範囲(十六進法。) 0000 0000-0000 UTF-8八重奏系列(2進の)の007Fの0xxxxxxx0000 0080-0000 07FF 110xxxxx 10xxxxxx0000 0800-0000FFFF 1110xxxx 10xxxxxx 10xxxxxx0001 0000-001F FFFF 11110xxx 10xxxxxx 10xxxxxx 10xxxxxx0020 0000-03FF FFFF 111110xx 10xxxxxx 10xxxxxx 10xxxxxx 10xxxxxx0400 0000-7FFF FFFF 1111110x 10xxxxxx 10xxxxxx 10xxxxxx 10xxxxxx 10xxxxxx
See [RFC2279] for precise encoding and decoding rules. Note because of UTF-16, the algorithm from Unicode/UCS-2 to UTF-8 needs to account for the reserved range between D800 and DFFF.
正確なコード化と規則を解読するために[RFC2279]を見てください。 UTF-16による注意、ユニコード/UCS-2からUTF-8までのアルゴリズムはD800とDFFFの間の予約された範囲を説明する必要があります。
Note that the 16 bit UCS or Unicode characters require no more than 3 octets to encode into UTF-8
16がキャラクタが、3つ未満の八重奏がUTF-8にコード化するのを必要とするUCSかユニコードに噛み付いたことに注意してください。
Interestingly, UTF-8 has room to handle characters larger than 31 bits, because the leading octet of form:
UTF-8がキャラクタを扱う余地を31ビットより大きくおもしろく、する、形式の主な八重奏:
1111111x
1111111x
is not defined. If needed, ISO could either use that octet to indicate a sequence of an encoded 8 octet character, or perhaps use 11111110 to permit the next octet to indicate an even more expandable character set.
定義されません。 必要であるなら、ISOは、コード化された8八重奏キャラクタの系列を示すのにその八重奏を使用するか、または次の八重奏がさらに拡張可能な文字集合を示すことを許可するのに恐らく11111110を使用するかもしれません。
So using UTF-8 to represent character encodings means never having to run out of room.
それで、文字符号化を表すのにUTF-8を使用するのは、余地を決して使い果たす必要はないことを意味します。
11.5. Normalization
11.5. 正常化
The client and server operating environments may differ in their policies and operational methods with respect to character normalization (See [Unicode1] for a discussion of normalization forms). This difference may also exist between applications on the same client. This adds to the difficulty of providing a single
クライアントとサーバ操作環境はキャラクタ正常化に関してそれらの方針と操作上のメソッドにおいて異なるかもしれません(正常化形式の議論に関して[Unicode1]を見てください)。 また、この違いは同じクライアントにおけるアプリケーションの間に存在するかもしれません。 これはシングルを提供するという困難に加えます。
Shepler, et al. Standards Track [Page 94] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[94ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
normalization policy for the protocol that allows for maximal interoperability. This issue is similar to the character case issues where the server may or may not support case insensitive file name matching and may or may not preserve the character case when storing file names. The protocol does not mandate a particular behavior but allows for the various permutations.
最大限度の相互運用性を考慮するプロトコルのための正常化方針。 この問題はサーバが大文字と小文字を区別しないファイル名マッチングをサポートして、ファイル名を保存するときキャラクタ事件を保存するかもしれないキャラクタケース問題と同様です。 プロトコルは、特定の振舞いを強制しませんが、様々な順列を考慮します。
The NFS version 4 protocol does not mandate the use of a particular normalization form at this time. A later revision of this specification may specify a particular normalization form. Therefore, the server and client can expect that they may receive unnormalized characters within protocol requests and responses. If the operating environment requires normalization, then the implementation must normalize the various UTF-8 encoded strings within the protocol before presenting the information to an application (at the client) or local file system (at the server).
NFSバージョン4プロトコルはこのとき、特定の正常化フォームの使用を強制しません。 この仕様の後の改正は特定の正常化フォームを指定するかもしれません。 したがって、サーバとクライアントは、彼らがプロトコル要求と応答の中で非正常にされたキャラクタを受けるかもしれないと予想できます。 操作環境が正常化を必要とするなら、実装はUTF-8がアプリケーション(クライアントの)かローカルファイルシステム(サーバにおける)に情報を提示しながらプロトコルの中のストリングをコード化した色々とを正常にしなければなりません。
12. Error Definitions
12. 誤り定義
NFS error numbers are assigned to failed operations within a compound request. A compound request contains a number of NFS operations that have their results encoded in sequence in a compound reply. The results of successful operations will consist of an NFS4_OK status followed by the encoded results of the operation. If an NFS operation fails, an error status will be entered in the reply and the compound request will be terminated.
NFSエラー番号は合成要求の中の失敗した操作に割り当てられます。 合成要求は連続して合成回答でそれらの結果をコード化する多くのNFS操作を含んでいます。 うまくいっている操作の結果は操作のコード化された結果があとに続いたNFS4_OK状態から成るでしょう。 NFS操作が失敗すると、エラー状況は回答に入れられるでしょう、そして、合成要求は終えられるでしょう。
A description of each defined error follows:
それぞれの定義された誤りの記述は続きます:
NFS4_OK Indicates the operation completed successfully.
操作が首尾よく完成したNFS4_OK Indicates。
NFS4ERR_ACCES Permission denied. The caller does not have the
correct permission to perform the requested
operation. Contrast this with NFS4ERR_PERM,
which restricts itself to owner or privileged
user permission failures.
ACCES Permissionが否定したNFS4ERR_。 訪問者には、要求された操作を実行する正しい許可がありません。 NFS4ERR_PERMに対してこれを対照してください。(PERMはそれ自体を所有者か特権ユーザ許可失敗に制限します)。
NFS4ERR_BADHANDLE Illegal NFS file handle. The file handle failed
internal consistency checks.
NFS4ERR_BADHANDLE Illegal NFSはハンドルをファイルします。 ファイルハンドルは内的整合性チェックに失敗しました。
NFS4ERR_BADTYPE An attempt was made to create an object of a
type not supported by the server.
BADTYPE Anが試みるNFS4ERR_はサーバによってサポートされなかったタイプのオブジェクトを作成させられました。
NFS4ERR_BAD_COOKIE READDIR cookie is stale.
NFS4ERR_BAD_COOKIE READDIRクッキーは新鮮ではありません。
NFS4ERR_BAD_SEQID The sequence number in a locking request is
neither the next expected number or the last
number processed.
NFS4ERR_BAD_SEQID、ロック要求における一連番号は、処理されなかった次の予想された数も最後の数であるのも。
Shepler, et al. Standards Track [Page 95] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[95ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_BAD_STATEID A stateid generated by the current server
instance, but which does not designate any
locking state (either current or superseded)
for a current lockowner-file pair, was used.
現在のlockowner-ファイル組のための(現在か取って代わられる)の少しのロック状態も命名していない現在のサーバインスタンスによって生成されたNFS4ERR_BAD_STATEID A stateidが使用されました。
NFS4ERR_CLID_INUSE The SETCLIENTID procedure has found that a
client id is already in use by another client.
NFS4ERR_CLID_椚瀬は別のクライアントで既に使用中ですSETCLIENTID手順によってそのaクライアントイドがわかった。
NFS4ERR_DELAY The server initiated the request, but was not
able to complete it in a timely fashion. The
client should wait and then try the request
with a new RPC transaction ID. For example,
this error should be returned from a server
that supports hierarchical storage and receives
a request to process a file that has been
migrated. In this case, the server should start
the immigration process and respond to client
with this error. This error may also occur
when a necessary delegation recall makes
processing a request in a timely fashion
impossible.
NFS4ERR_DELAY、サーバは、要求を開始しましたが、直ちにそれを完成できませんでした。 クライアントは、新しいRPCトランザクションIDとの要求を待っていて、次に、試みるべきです。 例えば、この誤りは、階層的なストレージをサポートするサーバから返されるべきであり、それがファイルであったのを処理するのが移行したという要求を受け取ります。 この場合、サーバは、移住プロセスを始めて、この誤りでクライアントに反応するべきです。 また、要求を処理するのが必要な委譲リコールで直ちに不可能になると、この誤りは発生するかもしれません。
NFS4ERR_DENIED An attempt to lock a file is denied. Since
this may be a temporary condition, the client
is encouraged to retry the lock request until
the lock is accepted.
ファイルをロックするNFS4ERR_DENIED An試みは否定されます。 これが一時的な病態であるかもしれないので、クライアントが錠を受け入れるまでロック要求を再試行するよう奨励されます。
NFS4ERR_DQUOT Resource (quota) hard limit exceeded. The
user's resource limit on the server has been
exceeded.
DQUOT Resourceの(割当て)困難な限界が超えていたNFS4ERR_。 サーバにおけるユーザのリソース限界は超えられています。
NFS4ERR_EXIST File exists. The file specified already exists.
NFS4ERR_EXIST Fileは存在しています。 指定されたファイルは既に存在しています。
NFS4ERR_EXPIRED A lease has expired that is being used in the
current procedure.
現在の手順で使用されているNFS4ERR_EXPIRED Aリースは期限が切れました。
NFS4ERR_FBIG File too large. The operation would have caused
a file to grow beyond the server's limit.
NFS4ERR_FBIG File、も大きいです。 操作で、ファイルはサーバの限界を超えたところまで成長したでしょう。
NFS4ERR_FHEXPIRED The file handle provided is volatile and has
expired at the server.
ファイルハンドルが提供したNFS4ERR_FHEXPIREDは揮発性であり、サーバで期限が切れました。
NFS4ERR_GRACE The server is in its recovery or grace period
which should match the lease period of the
server.
NFS4ERR_グレース、その回復か据置期間に、サーバがあります(サーバのリースの期間に合うべきです)。
Shepler, et al. Standards Track [Page 96] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[96ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_INVAL Invalid argument or unsupported argument for an
operation. Two examples are attempting a
READLINK on an object other than a symbolic
link or attempting to SETATTR a time field on a
server that does not support this operation.
操作のためのNFS4ERR_INVAL Invalid議論かサポートされない議論。 2つの例が、シンボリックリンク以外のオブジェクトの上にREADLINKを試みるか、またはこの操作をサポートしないサーバで時間分野をSETATTRに試みています。
NFS4ERR_IO I/O error. A hard error (for example, a disk
error) occurred while processing the requested
operation.
NFS4ERR_IO入出力エラー。 困難な誤り(例えば、ディスク誤り)は要求された操作を処理している間、発生しました。
NFS4ERR_ISDIR Is a directory. The caller specified a
directory in a non-directory operation.
NFS4ERR_ISDIR Is aディレクトリ。 訪問者は非ディレクトリ操作でディレクトリを指定しました。
NFS4ERR_LEASE_MOVED A lease being renewed is associated with a file
system that has been migrated to a new server.
MOVED Aが賃貸する取り替えられるNFS4ERR_LEASE_はそれが新しいサーバに移行したファイルシステムであったのに関連しています。
NFS4ERR_LOCKED A read or write operation was attempted on a
locked file.
LOCKED Aが操作を読み込むか、または書くNFS4ERR_は固定ファイルの上で試みられました。
NFS4ERR_LOCK_RANGE A lock request is operating on a sub-range of a
current lock for the lock owner and the server
does not support this type of request.
RANGE Aロック要求がロック所有者とサーバのために現在の錠のサブ範囲で操作しているNFS4ERR_LOCK_はこのタイプの要求をサポートしません。
NFS4ERR_MINOR_VERS_MISMATCH
The server has received a request that
specifies an unsupported minor version. The
server must return a COMPOUND4res with a zero
length operations result array.
NFS4ERR_MINOR_VERS_MISMATCH、サーバはサポートされない小さい方のバージョンを指定する要求を受け取りました。 サーバは操作結果が整列させるゼロ・レングスと共にCOMPOUND4resを返さなければなりません。
NFS4ERR_MLINK Too many hard links.
NFS4ERR_MLINK Too多くのハードリンク。
NFS4ERR_MOVED The filesystem which contains the current
filehandle object has been relocated or
migrated to another server. The client may
obtain the new filesystem location by obtaining
the "fs_locations" attribute for the current
filehandle. For further discussion, refer to
the section "Filesystem Migration or
Relocation".
現在のfilehandleオブジェクトを含むファイルシステムは、移動するか別のサーバに移行しています。NFS4ERR_MOVED、クライアントは、「fs_位置」属性を現在のfilehandleに得ることによって、新しいファイルシステム位置を得るかもしれません。 さらなる議論について、「ファイルシステム移行か再配置」というセクションを参照してください。
NFS4ERR_NAMETOOLONG The filename in an operation was too long.
NFS4ERR_NAMETOOLONG、稼働中であるファイル名は長過ぎました。
NFS4ERR_NODEV No such device.
NFS4ERR_NODEVのいいえのそのようなデバイス。
NFS4ERR_NOENT No such file or directory. The file or
directory name specified does not exist.
そのようなものがファイルするNFS4ERR_NOENTノーかディレクトリ。 指定されたファイルかディレクトリ名が存在していません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 97] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[97ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_NOFILEHANDLE The logical current file handle value has not
been set properly. This may be a result of a
malformed COMPOUND operation (i.e. no PUTFH or
PUTROOTFH before an operation that requires the
current file handle be set).
論理的なNFS4ERR_NOFILEHANDLE現在のファイルハンドル価値は適切に設定されていません。 これが奇形のCOMPOUND操作の結果であるかもしれない、(すなわち、現在のファイルハンドルを必要とする操作の前のPUTFHでないPUTROOTFHがない、セット)
NFS4ERR_NOSPC No space left on device. The operation would
have caused the server's file system to exceed
its limit.
NFS4ERR_NOSPCいいえスペースはデバイスでいなくなりました。 操作で、サーバのファイルシステムは限界を超えていたでしょう。
NFS4ERR_NOTDIR Not a directory. The caller specified a non-
directory in a directory operation.
NFS4ERR_NOTDIR Not aディレクトリ。 訪問者はディレクトリ操作で非ディレクトリを指定しました。
NFS4ERR_NOTEMPTY An attempt was made to remove a directory that
was not empty.
NOTEMPTY Anが試みるNFS4ERR_は空でなかったディレクトリを取り外さされました。
NFS4ERR_NOTSUPP Operation is not supported.
NFS4ERR_NOTSUPP Operationはサポートされません。
NFS4ERR_NOT_SAME This error is returned by the VERIFY operation
to signify that the attributes compared were
not the same as provided in the client's
request.
クライアントの要求に提供するように比較された属性が同じでなかったのを意味するようにVERIFY操作で_SAME This誤りではなく、NFS4ERR_を返します。
NFS4ERR_NXIO I/O error. No such device or address.
NFS4ERR_NXIO入出力エラー。 そのようなデバイスかアドレスでない。
NFS4ERR_OLD_STATEID A stateid which designates the locking state
for a lockowner-file at an earlier time was
used.
以前の時間にlockowner-ファイルのためにロック状態を命名しているNFS4ERR_OLD_STATEID A stateidが使用されました。
NFS4ERR_PERM Not owner. The operation was not allowed
because the caller is either not a privileged
user (root) or not the owner of the target of
the operation.
NFS4ERR_PERM Not所有者。 訪問者が特権ユーザ(根)でない操作の目標の所有者のどちらかでないので、操作は許されませんでした。
NFS4ERR_READDIR_NOSPC The encoded response to a READDIR request
exceeds the size limit set by the initial
request.
NFS4ERR_READDIR_NOSPC、READDIR要求へのコード化された応答は初期の要求でサイズ極限集合を超えています。
NFS4ERR_RESOURCE For the processing of the COMPOUND procedure,
the server may exhaust available resources and
can not continue processing procedures within
the COMPOUND operation. This error will be
returned from the server in those instances of
resource exhaustion related to the processing
of the COMPOUND procedure.
NFS4ERR_RESOURCE For、COMPOUND手順の処理、サーバは利用可能資源を消耗させるかもしれなくて、COMPOUND操作の中で現像処理を続けることができません。 この誤りはCOMPOUND手順の処理に関連するリソース疲労困憊のそれらのインスタンスにおけるサーバから返されるでしょう。
NFS4ERR_ROFS Read-only file system. A modifying operation
was attempted on a read-only file system.
NFS4ERR_ROFS Readだけがシステムをファイルします。 変更作業は読取専用ファイルシステムの上で試みられました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 98] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[98ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_SAME This error is returned by the NVERIFY operation
to signify that the attributes compared were
the same as provided in the client's request.
誤りが属性が比較されたのを意味するようにNVERIFY操作で返されるNFS4ERR_SAME Thisはクライアントの要求に提供するのと同じでした。
NFS4ERR_SERVERFAULT An error occurred on the server which does not
map to any of the legal NFS version 4 protocol
error values. The client should translate this
into an appropriate error. UNIX clients may
choose to translate this to EIO.
NFS4ERR_SERVERFAULT An誤りはバージョン4プロトコル誤り値を法的なNFSのいずれにも写像しないサーバに発生しました。 クライアントは適切な誤りにこれを翻訳するべきです。 UNIXクライアントは、これをEIOに翻訳するのを選ぶかもしれません。
NFS4ERR_SHARE_DENIED An attempt to OPEN a file with a share
reservation has failed because of a share
conflict.
DENIED Anがシェアの予約があるファイルがシェア闘争で失敗したオープンに試みるNFS4ERR_SHARE_。
NFS4ERR_STALE Invalid file handle. The file handle given in
the arguments was invalid. The file referred to
by that file handle no longer exists or access
to it has been revoked.
NFS4ERR_STALE Invalidはハンドルをファイルします。 議論で与えられたファイルハンドルは無効でした。 そのファイルハンドルによって示されたファイルがもう存在していないか、またはそれへのアクセスは取り消されました。
NFS4ERR_STALE_CLIENTID A clientid not recognized by the server was
used in a locking or SETCLIENTID_CONFIRM
request.
サーバによって認識されなかったNFS4ERR_STALE_CLIENTID A clientidはCONFIRMが要求するロックかSETCLIENTID_で使用されました。
NFS4ERR_STALE_STATEID A stateid generated by an earlier server
instance was used.
以前のサーバインスタンスによって生成されたNFS4ERR_STALE_STATEID A stateidは使用されました。
NFS4ERR_SYMLINK The current file handle provided for a LOOKUP
is not a directory but a symbolic link. Also
used if the final component of the OPEN path is
a symbolic link.
現在のファイルハンドルがLOOKUPに供給したNFS4ERR_SYMLINKはディレクトリではなく、シンボリックリンクです。 また、オープン経路の最終的なコンポーネントがシンボリックリンクであるなら、使用されます。
NFS4ERR_TOOSMALL Buffer or request is too
small.
NFS4ERR_TOOSMALL Bufferか要求が小さ過ぎます。
NFS4ERR_WRONGSEC The security mechanism being used by the client
for the procedure does not match the server's
security policy. The client should change the
security mechanism being used and retry the
operation.
手順にクライアントによって使用されたセキュリティー対策存在のNFS4ERR_WRONGSECはサーバの安全保障政策に合っていません。 クライアントは、使用されるセキュリティー対策を変えて、操作を再試行するべきです。
NFS4ERR_XDEV Attempt to do a cross-device hard link.
交差しているデバイスハードリンクをするNFS4ERR_XDEV Attempt。
13. NFS Version 4 Requests
13. NFSバージョン4要求
For the NFS version 4 RPC program, there are two traditional RPC procedures: NULL and COMPOUND. All other functionality is defined as a set of operations and these operations are defined in normal XDR/RPC syntax and semantics. However, these operations are
NFSバージョン4RPCプログラムのために、2つの伝統的なRPC手順があります: ヌルと化合物。 他のすべての機能性が1セットの操作と定義されます、そして、これらの操作は正常なXDR/RPC構文と意味論で定義されます。 しかしながら、これらの操作はそうです。
Shepler, et al. Standards Track [Page 99] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[99ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
encapsulated within the COMPOUND procedure. This requires that the client combine one or more of the NFS version 4 operations into a single request.
COMPOUND手順の中で要約しました。 これはNFSバージョン4操作のそのクライアントコンバイン1か以上をただ一つの要求に必要とします。
The NFS4_CALLBACK program is used to provide server to client signaling and is constructed in a similar fashion as the NFS version 4 program. The procedures CB_NULL and CB_COMPOUND are defined in the same way as NULL and COMPOUND are within the NFS program. The CB_COMPOUND request also encapsulates the remaining operations of the NFS4_CALLBACK program. There is no predefined RPC program number for the NFS4_CALLBACK program. It is up to the client to specify a program number in the "transient" program range. The program and port number of the NFS4_CALLBACK program are provided by the client as part of the SETCLIENTID operation and therefore is fixed for the life of the client instantiation.
NFS4_CALLBACKプログラムは、クライアントシグナリングにサーバを提供するのに使用されて、同様にNFSバージョン4プログラムとして組み立てられます。 NFSプログラムの中にNULLとCOMPOUNDがあるのと同様に、手順のCB_NULLとCB_COMPOUNDは定義されます。 また、COMPOUNDが要求するCB_はNFS4_CALLBACKプログラムの残っている操作をカプセル化します。 NFS4_CALLBACKプログラムのRPCプログラム番号は事前に定義されません。 「一時的な」プログラム範囲でプログラム番号を指定するのは、クライアント次第です。 NFS4_CALLBACKプログラムのプログラムとポートナンバーは、SETCLIENTID操作の一部としてクライアントによって提供されて、したがって、クライアント具体化の寿命のために固定されています。
13.1. Compound Procedure
13.1. 合成手順
The COMPOUND procedure provides the opportunity for better performance within high latency networks. The client can avoid cumulative latency of multiple RPCs by combining multiple dependent operations into a single COMPOUND procedure. A compound operation may provide for protocol simplification by allowing the client to combine basic procedures into a single request that is customized for the client's environment.
COMPOUND手順は高い潜在ネットワークの中で、より良い性能に機会を与えます。 クライアントは、複数の依存する操作をただ一つのCOMPOUND手順に結合することによって、複数のRPCsの累積している潜在を避けることができます。 クライアントがクライアントの環境のためにカスタマイズされるただ一つの要求に基本的な手順を結合するのを許容することによって、合成操作はプロトコル簡素化に備えるかもしれません。
The CB_COMPOUND procedure precisely parallels the features of COMPOUND as described above.
CB_COMPOUND手順は上で説明されるように正確にCOMPOUNDの特徴に沿います。
The basics of the COMPOUND procedures construction is:
COMPOUND手順工事の基礎は以下の通りです。
+-----------+-----------+-----------+--
| op + args | op + args | op + args |
+-----------+-----------+-----------+--
+-----------+-----------+-----------+-- | オプアート+args| オプアート+args| オプアート+args| +-----------+-----------+-----------+--
and the reply looks like this:
そして、回答はこれに似ています:
+------------+-----------------------+-----------------------+--
|last status | status + op + results | status + op + results |
+------------+-----------------------+-----------------------+--
+------------+-----------------------+-----------------------+-- |最後の状態| 状態+オプアート+結果| 状態+オプアート+結果| +------------+-----------------------+-----------------------+--
13.2. Evaluation of a Compound Request
13.2. 合成要求の評価
The server will process the COMPOUND procedure by evaluating each of the operations within the COMPOUND procedure in order. Each component operation consists of a 32 bit operation code, followed by the argument of length determined by the type of operation. The results of each operation are encoded in sequence into a reply
サーバは、COMPOUND手順の中でそれぞれの操作を評価することによって、整然とした状態でCOMPOUND手順を処理するでしょう。 それぞれのコンポーネント操作は操作のタイプによって決定している長さの議論があとに続いた32ビット演算コードから成ります。 それぞれの操作の結果は連続して回答するのにコード化されます。
Shepler, et al. Standards Track [Page 100] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[100ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
buffer. The results of each operation are preceded by the opcode and a status code (normally zero). If an operation results in a non-zero status code, the status will be encoded and evaluation of the compound sequence will halt and the reply will be returned. Note that evaluation stops even in the event of "non error" conditions such as NFS4ERR_SAME.
バッファリングします。 opcodeとステータスコード(通常ゼロ)はそれぞれの操作の結果に先行します。 操作が非ゼロステータスコードをもたらすと、状態をコード化するでしょう、そして、複合系列の評価は停止するでしょう、そして、回答を返すでしょう。 評価がNFS4ERR_SAMEなどの「非誤り」状態の場合さえ、止まることに注意してください。
There are no atomicity requirements for the operations contained within the COMPOUND procedure. The operations being evaluated as part of a COMPOUND request may be evaluated simultaneously with other COMPOUND requests that the server receives.
COMPOUND手順の中に含まれた操作のための最小単位要件が全くありません。 COMPOUND要求の一部として評価される操作は同時に、サーバが受信されるという他のCOMPOUND要求で評価されるかもしれません。
It is the client's responsibility for recovering from any partially completed COMPOUND procedure. Partially completed COMPOUND procedures may occur at any point due to errors such as NFS4ERR_RESOURCE and NFS4ERR_LONG_DELAY. This may occur even given an otherwise valid operation string. Further, a server reboot which occurs in the middle of processing a COMPOUND procedure may leave the client with the difficult task of determining how far COMPOUND processing has proceeded. Therefore, the client should avoid overly complex COMPOUND procedures in the event of the failure of an operation within the procedure.
それはどんな部分的に完成したCOMPOUND手順からも回復することへのクライアントの責任です。 部分的に完成したCOMPOUND手順はNFS4ERR_RESOURCEやNFS4ERR_LONG_DELAYなどの誤りのため任意な点に起こるかもしれません。 そうでなければ、有効な操作ストリングを考えさえして、これは起こるかもしれません。 さらに、COMPOUND手順を処理する中央に起こるサーバリブートはCOMPOUND処理がどれくらい遠くに続いたかを決定する厄介な問題をクライアントに残すかもしれません。 したがって、クライアントは操作の失敗の場合、手順の中でひどく複雑なCOMPOUND手順を避けるべきです。
Each operation assumes a "current" and "saved" filehandle that is available as part of the execution context of the compound request. Operations may set, change, or return the current filehandle. The "saved" filehandle is used for temporary storage of a filehandle value and as operands for the RENAME and LINK operations.
各操作は合成要求の実行文脈の一部として利用可能な「現在」の、そして、「保存している」filehandleを仮定します。 操作は、現在のfilehandleを設定するか、変えるか、または返すかもしれません。 「保存している」filehandleはfilehandle価値に関する一時記憶領域とRENAMEとLINK操作のためのオペランドとして使用されます。
13.3. Synchronous Modifying Operations
13.3. 同期変更作業
NFS version 4 operations that modify the file system are synchronous. When an operation is successfully completed at the server, the client can depend that any data associated with the request is now on stable storage (the one exception is in the case of the file data in a WRITE operation with the UNSTABLE option specified).
ファイルシステムを変更するNFSバージョン4操作は同時です。 操作がサーバで首尾よく完了しているとき、クライアントは当てにすることができます。現在、安定貯蔵には要求に関連しているどんなデータもあります(UNSTABLEオプションが指定されているWRITE操作における、ファイルデータの場合に1つの例外があります)。
This implies that any previous operations within the same compound request are also reflected in stable storage. This behavior enables the client's ability to recover from a partially executed compound request which may resulted from the failure of the server. For example, if a compound request contains operations A and B and the server is unable to send a response to the client, depending on the progress the server made in servicing the request the result of both operations may be reflected in stable storage or just operation A may be reflected. The server must not have just the results of operation B in stable storage.
これは、また、同じ合成要求の中のどんな古い手術痕も安定貯蔵に反映されるのを含意します。 この振舞いは. 例えば、合成要求が操作AとBを含んでいるか、そして、サーバがクライアントへの応答を送ることができないサーバの失敗から生じて、サーバが両方の操作の結果が安定貯蔵に反映されるかもしれないか、またはまさしく操作Aが反映されるかもしれないという要求を修理する際にした進歩によって、そうするかもしれない部分的に実行された合成要求から回復するクライアントの能力を可能にします。 サーバには、まさしく安定貯蔵における、操作Bの結果があってはいけません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 101] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[101ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
13.4. Operation Values
13.4. 操作値
The operations encoded in the COMPOUND procedure are identified by operation values. To avoid overlap with the RPC procedure numbers, operations 0 (zero) and 1 are not defined. Operation 2 is not defined but reserved for future use with minor versioning.
COMPOUND手順でコード化された操作は操作値によって特定されます。 RPCとのオーバラップを避けるために、手順番号、操作0(ゼロ)、および1は定義されません。 操作2は、小さい方のversioningで定義されませんが、今後の使用のために控えられます。
14. NFS Version 4 Procedures
14. NFSバージョン4手順
14.1. Procedure 0: NULL - No Operation
14.1. 手順0: ヌル--操作がありません。
SYNOPSIS
構文
<null>
<のヌル>。
ARGUMENT
議論
void;
空間。
RESULT
結果
void;
空間。
DESCRIPTION
記述
Standard NULL procedure. Void argument, void response. This
procedure has no functionality associated with it. Because of
this it is sometimes used to measure the overhead of processing a
service request. Therefore, the server should ensure that no
unnecessary work is done in servicing this procedure.
標準のNULL手順。 議論、空の応答を欠如させてください。 この手順に、それに関連しているどんな機能性もありません。 これのために、それは、サービスのリクエストを処理するオーバーヘッドを測定するのに時々使用されます。 したがって、サーバは、この手順を修理する際に不必要な仕事を全くしないのを確実にするべきです。
ERRORS
誤り
None.
なし。
14.2. Procedure 1: COMPOUND - Compound Operations
14.2. 手順1: 化合物--合成操作
SYNOPSIS
構文
compoundargs -> compoundres
compoundargs->compoundres
ARGUMENT
議論
union nfs_argop4 switch (nfs_opnum4 argop) {
case <OPCODE>: <argument>;
...
};
組合nfs_argop4は(nfs_opnum4 argop)を切り換えます。<OPCODE>をケースに入れてください: <議論>。
Shepler, et al. Standards Track [Page 102] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[102ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
struct COMPOUND4args {
utf8string tag;
uint32_t minorversion;
nfs_argop4 argarray<>;
};
struct COMPOUND4args utf8stringタグ; uint32_t minorversion(nfs_argop4 argarray<>)。
RESULT
結果
union nfs_resop4 switch (nfs_opnum4 resop){
case <OPCODE>: <result>;
...
};
組合nfs_resop4は(nfs_opnum4 resop)を切り換えます。<OPCODE>をケースに入れてください: <結果>。
struct COMPOUND4res {
nfsstat4 status;
utf8string tag;
nfs_resop4 resarray<>;
};
struct COMPOUND4res、nfsstat4状態utf8stringタグ; (nfs_resop4 resarray<>)。
DESCRIPTION
記述
The COMPOUND procedure is used to combine one or more of the NFS
operations into a single RPC request. The main NFS RPC program
has two main procedures: NULL and COMPOUND. All other operations
use the COMPOUND procedure as a wrapper.
COMPOUND手順は、独身のRPCへの操作が要求するNFSの1つ以上を結合するのに用いられます。 メインNFS RPCプログラムには、2つの主手続きがあります: ヌルと化合物。 他のすべての操作がラッパーとしてCOMPOUND手順を用います。
The COMPOUND procedure is used to combine individual operations
into a single RPC request. The server interprets each of the
operations in turn. If an operation is executed by the server and
the status of that operation is NFS4_OK, then the next operation
in the COMPOUND procedure is executed. The server continues this
process until there are no more operations to be executed or one
of the operations has a status value other than NFS4_OK.
COMPOUND手順は、ただ一つのRPC要求に単独運転を結合するのに用いられます。 サーバは順番にそれぞれの操作を解釈します。 操作がサーバによって実行されて、その操作の状態が_OKにNFS4であるなら、COMPOUND手順における次の操作は実行されます。 実行されるためにそれ以上の操作が全くないまで、サーバがこのプロセスを持続させるか、または操作の1つでNFS4_以外の状態値はOKになります。
In the processing of the COMPOUND procedure, the server may find
that it does not have the available resources to execute any or
all of the operations within the COMPOUND sequence. In this case,
the error NFS4ERR_RESOURCE will be returned for the particular
operation within the COMPOUND procedure where the resource
exhaustion occurred. This assumes that all previous operations
within the COMPOUND sequence have been evaluated successfully.
The results for all of the evaluated operations must be returned
to the client.
COMPOUND手順の処理では、サーバは、COMPOUND系列の中で操作のいずれかすべてを実行するためにそれには利用可能資源がないのがわかるかもしれません。 この場合、特定の操作のためにリソース疲労困憊が起こったCOMPOUND手順の中で誤りNFS4ERR_RESOURCEを返すでしょう。 これは、COMPOUND系列の中のすべての古い手術痕が首尾よく評価されたと仮定します。 評価の操作のすべてのための結果をクライアントに返さなければなりません。
The COMPOUND arguments contain a "minorversion" field. The
initial and default value for this field is 0 (zero). This field
will be used by future minor versions such that the client can
communicate to the server what minor version is being requested.
COMPOUND議論は"minorversion"分野を含んでいます。 この分野への初期とデフォルト値は0(ゼロ)です。 この分野は、クライアントが、どんな小さい方のバージョンが要求されているかをサーバに伝えることができるように、将来の小さい方のバージョンによって使用されるでしょう。
Shepler, et al. Standards Track [Page 103] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[103ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
If the server receives a COMPOUND procedure with a minorversion
field value that it does not support, the server MUST return an
error of NFS4ERR_MINOR_VERS_MISMATCH and a zero length resultdata
array.
サーバがそれがサポートしないminorversion分野価値でCOMPOUND手順を受けるなら、サーバは_VERS_MISMATCHとゼロ・レングスresultdata配列をNFS4ERR_MINORの誤りに返さなければなりません。
Contained within the COMPOUND results is a "status" field. If the
results array length is non-zero, this status must be equivalent
to the status of the last operation that was executed within the
COMPOUND procedure. Therefore, if an operation incurred an error
then the "status" value will be the same error value as is being
returned for the operation that failed.
COMPOUND結果の中に含まれているのは、「状態」分野です。 配列の長さが結果であるなら非ゼロである、この状態はCOMPOUND手順の中で実行された最後の操作の状態に同等であるに違いありません。 したがって、操作が誤りを被ったなら、「状態」値は同じ誤り値に失敗した操作のために返されているなるでしょう。
Note that operations, 0 (zero) and 1 (one) are not defined for the
COMPOUND procedure. If the server receives an operation array
with either of these included, an error of NFS4ERR_NOTSUPP must be
returned. Operation 2 is not defined but reserved for future
definition and use with minor versioning. If the server receives
a operation array that contains operation 2 and the minorversion
field has a value of 0 (zero), an error of NFS4ERR_NOTSUPP is
returned. If an operation array contains an operation 2 and the
minorversion field is non-zero and the server does not support the
minor version, the server returns an error of
NFS4ERR_MINOR_VERS_MISMATCH. Therefore, the
NFS4ERR_MINOR_VERS_MISMATCH error takes precedence over all other
errors.
操作、0(ゼロ)と1がCOMPOUND手順のために定義されないことに(1)注意してください。 これらのどちらかが含まれている状態でサーバが操作配列を受けるなら、NFS4ERR_NOTSUPPの誤りを返さなければなりません。 操作2は、今後の定義と使用のために小さい方のversioningで定義されませんが、控えられます。 サーバが操作2を含む操作配列を受けて、minorversion分野に0(ゼロ)の値があるなら、NFS4ERR_NOTSUPPの誤りは返されます。 操作配列が操作2を含んでいて、minorversion分野が非ゼロであり、サーバが小さい方のバージョンをサポートしないなら、サーバはNFS4ERR_MINOR_VERS_MISMATCHの誤りを返します。 したがって、NFS4ERR_MINOR_VERS_MISMATCH誤りは他のすべての誤りの上で優先します。
IMPLEMENTATION
実装
Note that the definition of the "tag" in both the request and
response are left to the implementor. It may be used to summarize
the content of the compound request for the benefit of packet
sniffers and engineers debugging implementations.
要求と応答の両方との「タグ」の定義をある注意が作成者に任せました。 それは、実装をデバッグするパケットスニッファーと技術者の利益を求める合成要求の内容をまとめるのに使用されるかもしれません。
Since an error of any type may occur after only a portion of the
operations have been evaluated, the client must be prepared to
recover from any failure. If the source of an NFS4ERR_RESOURCE
error was a complex or lengthy set of operations, it is likely
that if the number of operations were reduced the server would be
able to evaluate them successfully. Therefore, the client is
responsible for dealing with this type of complexity in recovery.
タイプが部分だけの後に起こるかもしれないいずれの誤り以来、操作は評価されていて、クライアントはあらゆる失敗から回復する用意ができていなければなりません。 サーバはNFS4ERR_RESOURCE誤りの源が複雑であるか長い操作であるなら、手術件数が減少するなら首尾よくそれらを評価できそうでしょうに。 したがって、クライアントは回復における、このタイプの複雑さに対処するのに責任があります。
ERRORS
誤り
All errors defined in the protocol
プロトコルで定義されたすべての誤り
Shepler, et al. Standards Track [Page 104] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[104ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
14.2.1. Operation 3: ACCESS - Check Access Rights
14.2.1. 操作3: アクセス--アクセス権をチェックしてください。
SYNOPSIS
構文
(cfh), accessreq -> supported, accessrights
(cfh)、->がサポートしたaccessreq、accessrights
ARGUMENT
議論
const ACCESS4_READ = 0x00000001;
const ACCESS4_LOOKUP = 0x00000002;
const ACCESS4_MODIFY = 0x00000004;
const ACCESS4_EXTEND = 0x00000008;
const ACCESS4_DELETE = 0x00000010;
const ACCESS4_EXECUTE = 0x00000020;
const ACCESS4_READ=0x00000001。 const ACCESS4_LOOKUP=0x00000002。 const ACCESS4_MODIFY=0x00000004。 const ACCESS4_EXTEND=0x00000008。 const ACCESS4_DELETE=0x00000010。 const ACCESS4_EXECUTE=0x00000020。
struct ACCESS4args {
/* CURRENT_FH: object */
uint32_t access;
};
struct ACCESS4args、/*CURRENT_FH: オブジェクト*/uint32_tアクセス;、。
RESULT
結果
struct ACCESS4resok {
uint32_t supported;
uint32_t access;
};
uint32_tがサポートした; uint32_tアクセス;struct ACCESS4resok。
union ACCESS4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
ACCESS4resok resok4;
default:
void;
};
組合ACCESS4resはNFS4_OK: ケースACCESS4resok resok4デフォルト: (空間)を切り換えます(nfsstat4状態)。
DESCRIPTION
記述
ACCESS determines the access rights that a user, as identified by
the credentials in the RPC request, has with respect to the file
system object specified by the current filehandle. The client
encodes the set of access rights that are to be checked in the bit
mask "access". The server checks the permissions encoded in the
bit mask. If a status of NFS4_OK is returned, two bit masks are
included in the response. The first, "supported", represents the
access rights for which the server can verify reliably. The
second, "access", represents the access rights available to the
user for the filehandle provided. On success, the current
filehandle retains its value.
ACCESSはアクセス権を決定します。RPC要求における資格証明書によって特定されるユーザは現在のfilehandleでファイルシステム対象物に関して指定しました。 クライアントは噛み付いているマスク「アクセス」でチェックされることになっているアクセス権のセットをコード化します。 サーバは噛み付いているマスクでコード化された許容をチェックします。 NFS4_OK状態が返されるなら、2ビットのマスクは応答に含まれています。 「サポートされた」1番目はサーバが確かに確かめられることができるアクセス権を表します。 「アクセス」という2番目はユーザにとって、提供されたfilehandleに利用可能なアクセス権を表します。 成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
Shepler, et al. Standards Track [Page 105] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[105ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
Note that the supported field will contain only as many values as
was originally sent in the arguments. For example, if the client
sends an ACCESS operation with only the ACCESS4_READ value set and
the server supports this value, the server will return only
ACCESS4_READ even if it could have reliably checked other values.
サポートしている分野がせいぜい元々議論で送ったくらいの値だけを含むことに注意してください。 例えば、クライアントがACCESS4_READ選択値群だけによるACCESS操作を送って、サーバがこの値をサポートするなら、他の値を確かにチェックしたかもしれないとしても、サーバはACCESS4_READだけを返すでしょう。
The results of this operation are necessarily advisory in nature.
A return status of NFS4_OK and the appropriate bit set in the bit
mask does not imply that such access will be allowed to the file
system object in the future. This is because access rights can be
revoked by the server at any time.
この操作の結果は必ず現実に顧問です。 OKと適切なビットが噛み付いているマスクに設定するNFS4_のリターン状態は、そのようなアクセスが将来ファイルシステム対象物に許されるのを含意しません。 これはいつでもサーバでアクセス権を取り消すことができるからです。
The following access permissions may be requested:
以下のアクセス許容は要求されているかもしれません:
ACCESS4_READ Read data from file or read a directory.
ファイルからのACCESS4_READ Readデータか読書aディレクトリ。
ACCESS4_LOOKUP Look up a name in a directory (no meaning for non-
directory objects).
ACCESS4_LOOKUP、ディレクトリ(非ディレクトリのオブジェクトのための意味しない)の名前にほら。
ACCESS4_MODIFY Rewrite existing file data or modify existing
directory entries.
ACCESS4_MODIFY Rewrite存在は、データをファイルするか、または既存のディレクトリエントリーを変更します。
ACCESS4_EXTEND Write new data or add directory entries.
または、ACCESS4_EXTEND Writeの新しいデータ、ディレクトリエントリーを加えてください。
ACCESS4_DELETE Delete an existing directory entry (no meaning for
non-directory objects).
ACCESS4_DELETE Delete、既存のディレクトリエントリ(非ディレクトリオブジェクトのための意味しないこと)。
ACCESS4_EXECUTE Execute file (no meaning for a directory).
ACCESS4_EXECUTE Executeは(ディレクトリのための意味しないこと)をファイルします。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
For the NFS version 4 protocol, the use of the ACCESS procedure
when opening a regular file is deprecated in favor of using OPEN.
通常のファイルを開くとき、NFSバージョン4プロトコルにおいて、オープンを使用することを支持してACCESS手順の使用は推奨しないです。
In general, it is not sufficient for the client to attempt to
deduce access permissions by inspecting the uid, gid, and mode
fields in the file attributes or by attempting to interpret the
contents of the ACL attribute. This is because the server may
perform uid or gid mapping or enforce additional access control
restrictions. It is also possible that the server may not be in
the same ID space as the client. In these cases (and perhaps
others), the client can not reliably perform an access check with
only current file attributes.
一般に、クライアントが、ファイル属性のuid、ヒツジ暈倒病、およびモード分野を点検するか、またはACL属性のコンテンツを解釈するのを試みることによってアクセス許容を推論するのを試みるのは、十分ではありません。 これはサーバがuidかヒツジ暈倒病マッピングを実行するか、または追加アクセス制御制限を実施するかもしれないからです。 また、サーバがクライアントと同じIDスペースにないのも、可能です。 これらの場合(そして、恐らく他のもの)では、クライアントは現在のファイル属性だけでアクセスチェックを確かに実行できません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 106] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[106ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
In the NFS version 2 protocol, the only reliable way to determine
whether an operation was allowed was to try it and see if it
succeeded or failed. Using the ACCESS procedure in the NFS
version 4 protocol, the client can ask the server to indicate
whether or not one or more classes of operations are permitted.
The ACCESS operation is provided to allow clients to check before
doing a series of operations which will result in an access
failure. The OPEN operation provides a point where the server can
verify access to the file object and method to return that
information to the client. The ACCESS operation is still useful
for directory operations or for use in the case the UNIX API
"access" is used on the client.
NFSバージョン2プロトコルでは、操作が許されたかどうか決定する唯一の信頼できる方法は、それを試みて、それが成功したか、または失敗したかを見ることでした。 NFSバージョン4プロトコルでACCESS手順を用いて、クライアントは、1つ以上のクラスの操作が受入れられるかどうかを示すようにサーバに頼むことができます。 一連の操作をする前にクライアントが、どれがアクセス障害をもたらすかをチェックするのを許容するためにACCESS操作を提供します。 オープン操作はサーバがファイルオブジェクトへのアクセスについて確かめることができるポイントとその情報をクライアントに返すメソッドを提供します。 ACCESS操作がまだディレクトリ操作の役に立っているか、または場合における使用に、UNIX API「アクセス」はクライアントの上で使用されます。
The information returned by the server in response to an ACCESS
call is not permanent. It was correct at the exact time that the
server performed the checks, but not necessarily afterwards. The
server can revoke access permission at any time.
サーバによってACCESS呼び出しに対応して返された情報は永久的ではありません。 サーバがその後チェックを実行しましたが、必ず実行したというわけではないのは正確な時に正しかったです。 サーバはいつでも、参照許可を取り消すことができます。
The client should use the effective credentials of the user to
build the authentication information in the ACCESS request used to
determine access rights. It is the effective user and group
credentials that are used in subsequent read and write operations.
クライアントは、アクセス権を決定するのに使用されるACCESS要求における認証情報を築き上げるのにユーザの有効な資格証明書を使用するべきです。 それは実効ユーザーです、そして、その後で使用されるグループ資格証明書は操作を読み書きします。
Many implementations do not directly support the ACCESS4_DELETE
permission. Operating systems like UNIX will ignore the
ACCESS4_DELETE bit if set on an access request on a non-directory
object. In these systems, delete permission on a file is
determined by the access permissions on the directory in which the
file resides, instead of being determined by the permissions of
the file itself. Therefore, the mask returned enumerating which
access rights can be determined will have the ACCESS4_DELETE value
set to 0. This indicates to the client that the server was unable
to check that particular access right. The ACCESS4_DELETE bit in
the access mask returned will then be ignored by the client.
多くの実装は、ACCESS4_DELETEが許可であると直接サポートしません。 非ディレクトリオブジェクトに関するアクセス要求に設定されると、UNIXのようなオペレーティングシステムはACCESS4_DELETEビットを無視するでしょう。 これらのシステムで、それ自体でファイルの上でファイルがあるディレクトリにおけるアクセス許容で決定して、存在の代わりにファイルの許容で決定する許可を削除してください。 したがって、列挙しながら返されたそれのアクセス権が決定できるマスクで、ACCESS4_DELETE値を0に設定するでしょう。 これは、サーバがその特定のアクセス権をチェックできなかったのをクライアントに示します。 そして、アクセスマスクのDELETEビットが返したACCESS4_はクライアントによって無視されるでしょう。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_DELAY
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_IO
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC
NFS4ERR_ACCES NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_遅れNFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_イーオーNFS4ERR_は_のリソースの_の聞き古したNFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR_WRONGSECを動かしました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 107] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[107ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
14.2.2. Operation 4: CLOSE - Close File
14.2.2. 操作4: 閉じてください--近くにファイルしてください。
SYNOPSIS
構文
(cfh), seqid, stateid -> stateid
(cfh)、seqid、stateid->stateid
ARGUMENT
議論
struct CLOSE4args {
/* CURRENT_FH: object */
seqid4 seqid
stateid4 stateid;
};
struct CLOSE4args、/*CURRENT_FH: オブジェクト*/seqid4 seqid stateid4 stateid;、。
RESULT
結果
union CLOSE4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
stateid4 stateid;
default:
void;
};
組合CLOSE4resはNFS4_OK: ケースstateid4 stateidデフォルト: (空間)を切り換えます(nfsstat4状態)。
DESCRIPTION
記述
The CLOSE operation releases share reservations for the file as
specified by the current filehandle. The share reservations and
other state information released at the server as a result of this
CLOSE is only associated with the supplied stateid. The sequence
id provides for the correct ordering. State associated with other
OPENs is not affected.
CLOSE操作リリースは指定されるとしての現在のfilehandleによるファイルの予約を共有します。 予約と他の州の情報がリリースした株はこのCLOSEの結果、サーバで供給されたstateidに関連づけられるだけです。 系列イドは正しい注文に備えます。 他のOPENsに関連している状態は影響を受けません。
If record locks are held, the client SHOULD release all locks
before issuing a CLOSE. The server MAY free all outstanding locks
on CLOSE but some servers may not support the CLOSE of a file that
still has record locks held. The server MUST return failure if
any locks would exist after the CLOSE.
記録的な錠が持たれているなら、CLOSEを発行する前に、クライアントSHOULDはすべての錠をリリースします。 サーバはCLOSEの上のすべての傑出している錠を解放するかもしれませんが、いくつかのサーバはまだ記録的な錠を持っているファイルのCLOSEをサポートしないかもしれません。 何か錠がCLOSEの後に存在するなら、サーバは失敗を返さなければなりません。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
ERRORS
誤り
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_BAD_SEQID
NFS4ERR_BAD_STATEID
NFS4ERR_DELAY
悪いNFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERRの_SEQID NFS4ERR_悪い__STATEID NFS4ERR_遅れ
Shepler, et al. Standards Track [Page 108] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[108ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_EXPIRED
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_GRACE
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_ISDIR
NFS4ERR_LEASE_MOVED
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_OLD_STATEID
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_STALE_STATEID
NFS4ERR_は_NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_優雅NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_ISDIR NFS4ERR_リースの動くNFS4ERR_の動く_古い_STATEID NFS4ERR_リソースNFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_聞き古したNFS4ERR_聞き古した_STATEIDを吐き出しました。
14.2.3. Operation 5: COMMIT - Commit Cached Data
14.2.3. 操作5: 公約してください--キャッシュされたデータを遂行してください。
SYNOPSIS
構文
(cfh), offset, count -> verifier
(cfh)、相殺してください、そして、->検証を数えてください。
ARGUMENT
議論
struct COMMIT4args {
/* CURRENT_FH: file */
offset4 offset;
count4 count;
};
/*CURRENT_FH: ファイル*/offset4が相殺した; count4カウント;struct COMMIT4args。
RESULT
結果
struct COMMIT4resok {
verifier4 writeverf;
};
struct COMMIT4resok、verifier4 writeverf;、。
union COMMIT4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
COMMIT4resok resok4;
default:
void;
};
組合COMMIT4resはNFS4_OK: ケースCOMMIT4resok resok4デフォルト: (空間)を切り換えます(nfsstat4状態)。
DESCRIPTION
記述
The COMMIT operation forces or flushes data to stable storage for
the file specified by the current file handle. The flushed data
is that which was previously written with a WRITE operation which
had the stable field set to UNSTABLE4.
COMMIT操作は、現在のファイルハンドルによって指定されたファイルのための安定貯蔵にデータを強制するか、または洗い流します。 データを洗い流す、以前に安定した分野をUNSTABLE4に設定したWRITE操作で書かれたそれはそうです。
Shepler, et al. Standards Track [Page 109] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[109ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
The offset specifies the position within the file where the flush
is to begin. An offset value of 0 (zero) means to flush data
starting at the beginning of the file. The count specifies the
number of bytes of data to flush. If count is 0 (zero), a flush
from offset to the end of the file is done.
オフセットは水洗が始まることになっているファイルの中で位置を指定します。 0(ゼロ)のオフセット値は、ファイルの始めに始まるデータを洗い流すことを意味します。 カウントは、洗い流すためにデータのバイト数を指定します。 カウントが0(ゼロ)であるなら、オフセットからファイルの端まで水洗します。
The server returns a write verifier upon successful completion of
the COMMIT. The write verifier is used by the client to determine
if the server has restarted or rebooted between the initial
WRITE(s) and the COMMIT. The client does this by comparing the
write verifier returned from the initial writes and the verifier
returned by the COMMIT procedure. The server must vary the value
of the write verifier at each server event or instantiation that
may lead to a loss of uncommitted data. Most commonly this occurs
when the server is rebooted; however, other events at the server
may result in uncommitted data loss as well.
サーバリターンaはCOMMITの無事終了のときに検証を書きます。 サーバが再開したかどうか決定するのにクライアントによって使用されるか、または初期のWRITE(s)とCOMMITの間でリブートされた検証を書いてください。 戻って、検証を書いてください。クライアントが比較することによってこれをする、初期は書いて、COMMIT手順で検証は戻りました。 サーバが値を変えなければならない、未遂のデータの損失を出すかもしれない各サーバイベントか具体化で検証を書いてください。 サーバがリブートされるとき、最も一般的に、これは起こります。 しかしながら、サーバにおける他のイベントはまた、未遂のデータの損失をもたらすかもしれません。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
The COMMIT procedure is similar in operation and semantics to the
POSIX fsync(2) system call that synchronizes a file's state with
the disk (file data and metadata is flushed to disk or stable
storage). COMMIT performs the same operation for a client,
flushing any unsynchronized data and metadata on the server to the
server's disk or stable storage for the specified file. Like
fsync(2), it may be that there is some modified data or no
modified data to synchronize. The data may have been synchronized
by the server's normal periodic buffer synchronization activity.
COMMIT should return NFS4_OK, unless there has been an unexpected
error.
COMMIT手順は操作と意味論においてファイルの状態をディスクと同期させるPOSIX fsync(2)システムコールと同様です(ファイルデータとメタデータはディスクか安定貯蔵に洗い流されます)。 COMMITはクライアントのために同じ操作を実行します、サーバに関するどんな非連動しているデータとメタデータも指定されたファイルのためのサーバのディスクか安定貯蔵に洗い流して。 fsync(2)のように、いくつかの変更されたデータを同期させますが、同期させないどんな変更されたデータも多分あります。 データはサーバの通常の周期的なバッファ同期活動で同期したかもしれません。 予期せぬエラーがなかった場合、COMMITはNFS4_OKを返すはずです。
COMMIT differs from fsync(2) in that it is possible for the client
to flush a range of the file (most likely triggered by a buffer-
reclamation scheme on the client before file has been completely
written).
COMMITはクライアントがさまざまなファイル(ファイルが完全に書かれている前にたぶんクライアントに関するバッファ改善体系によって引き起こされる)を洗い流すのが、可能であるという点においてfsync(2)と異なっています。
The server implementation of COMMIT is reasonably simple. If the
server receives a full file COMMIT request, that is starting at
offset 0 and count 0, it should do the equivalent of fsync()'ing
the file. Otherwise, it should arrange to have the cached data in
the range specified by offset and count to be flushed to stable
storage. In both cases, any metadata associated with the file
must be flushed to stable storage before returning. It is not an
error for there to be nothing to flush on the server. This means
that the data and metadata that needed to be flushed have already
been flushed or lost during the last server failure.
COMMITのサーバ実装は合理的に簡単です。 サーバがCOMMITが要求する完全なファイルを受け取るなら、オフセットで始まるのが、0であり、0を数えてください、fsync()の同等物をするべきであるのが'ファイルをingします'。 さもなければ、それはオフセットで範囲のキャッシュされたデータを指定させて、安定貯蔵に洗い流されるために数えるように手配するべきです。 どちらの場合も、戻る前に、ファイルに関連しているどんなメタデータも安定貯蔵に洗い流さなければなりません。 . これが、サーバで洗い流す無さであり、ならないようにそこで洗い流される必要があったデータとメタデータがそうしたことを意味するので、誤りが既に紅潮しているか、または最後のサーバ失敗の間、損をしたということではありません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 110] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[110ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
The client implementation of COMMIT is a little more complex.
There are two reasons for wanting to commit a client buffer to
stable storage. The first is that the client wants to reuse a
buffer. In this case, the offset and count of the buffer are sent
to the server in the COMMIT request. The server then flushes any
cached data based on the offset and count, and flushes any
metadata associated with the file. It then returns the status of
the flush and the write verifier. The other reason for the client
to generate a COMMIT is for a full file flush, such as may be done
at close. In this case, the client would gather all of the
buffers for this file that contain uncommitted data, do the COMMIT
operation with an offset of 0 and count of 0, and then free all of
those buffers. Any other dirty buffers would be sent to the
server in the normal fashion.
COMMITのクライアント実装はもう少し複雑です。 クライアントバッファを安定貯蔵に遂行したい2つの理由があります。 1番目はクライアントがバッファを再利用したがっているということです。 この場合、バッファのオフセットとカウントをCOMMIT要求におけるサーバに送ります。 サーバは、次に、オフセットとカウントに基づくどんなキャッシュされたデータも洗い流して、ファイルに関連しているどんなメタデータも洗い流します。 そして、次に、水洗の状態を返す、検証を書いてください。 クライアントがCOMMITを生成するもう片方の理由は閉鎖でするかもしれないような完全なファイル水洗のためのものです。 この場合、クライアントは、このファイルのための未遂のデータを含むバッファのすべてを集めて、0のオフセットと0のカウントでCOMMIT操作をして、次に、それらのバッファのすべてを解放するでしょう。 正常なファッションでいかなる他の汚いバッファもサーバに送るでしょう。
After a buffer is written by the client with the stable parameter
set to UNSTABLE4, the buffer must be considered as modified by the
client until the buffer has either been flushed via a COMMIT
operation or written via a WRITE operation with stable parameter
set to FILE_SYNC4 or DATA_SYNC4. This is done to prevent the
buffer from being freed and reused before the data can be flushed
to stable storage on the server.
バッファが安定したパラメタセットでクライアントによってUNSTABLE4に書かれた後に、バッファがFILE_SYNC4かDATA_SYNC4にCOMMIT操作で洗い流されるか、または安定したパラメタセットによるWRITE操作で書かれるまでクライアントによって変更されて、バッファをみなさなければなりません。 サーバの安定貯蔵にデータを洗い流すことができる前に、バッファが解放されて、再利用されるのを防ぐためにこれをします。
When a response is returned from either a WRITE or a COMMIT
operation and it contains a write verifier that is different than
previously returned by the server, the client will need to
retransmit all of the buffers containing uncommitted cached data
to the server. How this is to be done is up to the implementor.
If there is only one buffer of interest, then it should probably
be sent back over in a WRITE request with the appropriate stable
parameter. If there is more than one buffer, it might be
worthwhile retransmitting all of the buffers in WRITE requests
with the stable parameter set to UNSTABLE4 and then retransmitting
the COMMIT operation to flush all of the data on the server to
stable storage. The timing of these retransmissions is left to
the implementor.
WRITEかCOMMIT操作のどちらかから応答を返して、それがaを含んでいるときには未遂のキャッシュされたデータをサーバに含むバッファのすべてを再送するために以前にサーバ、意志がそうしなければならないクライアントによって返されるより異なった検証を書いてください。これがどう完了していることになっているかは、作成者次第です。 興味がある1つのバッファしかなければ、それはたぶんWRITE要求を適切な安定したパラメタで移動して戻されるべきです。 1つ以上のバッファがあれば、安定したパラメタがデータのすべてをサーバに洗い流すためにUNSTABLE4に設定されて、次に、COMMIT操作を再送しているWRITE要求におけるバッファのすべてを安定貯蔵に再送する価値があるかもしれません。 これらの「再-トランスミッション」のタイミングは作成者に任せます。
The above description applies to page-cache-based systems as well
as buffer-cache-based systems. In those systems, the virtual
memory system will need to be modified instead of the buffer
cache.
上の記述はバッファキャッシュベースのシステムと同様にページキャッシュベースのシステムに適用されます。それらのシステムでは、仮想記憶システムは、バッファキャッシュの代わりに変更される必要があるでしょう。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_IO
NFS4ERR_ACCES NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_イーオー
Shepler, et al. Standards Track [Page 111] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[111ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_ISDIR
NFS4ERR_LOCKED
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_ROFS
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC
NFS4ERR_ISDIR NFS4ERR_がNFS4ERRの_の動く_リソース_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR NFS4ERR_ROFS NFS4ERR_聞き古したNFS4ERR_をロックした、WRONGSEC
14.2.4. Operation 6: CREATE - Create a Non-Regular File Object
14.2.4. 操作6: 作成、--非レギュラーのファイルオブジェクトを作成してください
SYNOPSIS
構文
(cfh), name, type -> (cfh), change_info
(cfh)、名前、タイプ->(cfh)は_インフォメーションを変えます。
ARGUMENT
議論
union createtype4 switch (nfs_ftype4 type) {
case NF4LNK:
linktext4 linkdata;
case NF4BLK:
case NF4CHR:
specdata4 devdata;
case NF4SOCK:
case NF4FIFO:
case NF4DIR:
void;
};
組合createtype4スイッチ(nfs_ftype4タイプ)は、NF4LNK: linktext4 linkdata; NF4BLK: ケースNF4CHR: specdata4 devdataケースNF4SOCK: ケースNF4FIFO: ケースNF4DIR: (空間)をケースに入れるのをケースに入れます。
struct CREATE4args {
/* CURRENT_FH: directory for creation */
component4 objname;
createtype4 objtype;
};
struct CREATE4args、/*CURRENT_FH: 作成*/component4 objname(createtype4 objtype)のためのディレクトリ。
RESULT
結果
struct CREATE4resok {
change_info4 cinfo;
};
struct CREATE4resok、変化_info4 cinfo;、。
union CREATE4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
CREATE4resok resok4;
default:
void;
};
組合CREATE4resはNFS4_OK: ケースCREATE4resok resok4デフォルト: (空間)を切り換えます(nfsstat4状態)。
Shepler, et al. Standards Track [Page 112] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[112ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
DESCRIPTION
記述
The CREATE operation creates a non-regular file object in a
directory with a given name. The OPEN procedure MUST be used to
create a regular file.
CREATE操作はディレクトリで名で非レギュラーのファイルオブジェクトを作成します。 通常のファイルを作成するのにオープン手順を用いなければなりません。
The objname specifies the name for the new object. If the objname
has a length of 0 (zero), the error NFS4ERR_INVAL will be
returned. The objtype determines the type of object to be
created: directory, symlink, etc.
objnameは新しいオブジェクトに名前を指定します。 objnameに0(ゼロ)の長さがあると、誤りNFS4ERR_INVALを返すでしょう。 objtypeは、オブジェクトのタイプが創造されることを決定します: ディレクトリ、symlinkなど
If an object of the same name already exists in the directory, the
server will return the error NFS4ERR_EXIST.
同じ名前のオブジェクトがディレクトリに既に存在していると、サーバは誤りNFS4ERR_EXISTを返すでしょう。
For the directory where the new file object was created, the
server returns change_info4 information in cinfo. With the atomic
field of the change_info4 struct, the server will indicate if the
before and after change attributes were obtained atomically with
respect to the file object creation.
新しいファイルオブジェクトが作成されたディレクトリに関しては、サーバはcinfoの変化_info4情報を返します。 _変化info4 structの原子分野、意志が示すサーバ、変化の前後に、ファイルオブジェクト作成に関して原子論的に属性を得ました。
If the objname has a length of 0 (zero), or if objname does not
obey the UTF-8 definition, the error NFS4ERR_INVAL will be
returned.
objnameがUTF-8定義に従わないならobjnameに0(ゼロ)の長さがあると、誤りNFS4ERR_INVALを返すでしょう。
The current filehandle is replaced by that of the new object.
現在のfilehandleを新しいオブジェクトのものに取り替えます。
IMPLEMENTATION
実装
If the client desires to set attribute values after the create, a
SETATTR operation can be added to the COMPOUND request so that the
appropriate attributes will be set.
属性値を設定するクライアント願望である、作成、適切な属性が設定されるように、SETATTR操作をCOMPOUND要求に追加できます。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_BADTYPE
NFS4ERR_DQUOT
NFS4ERR_EXIST
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_IO
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NAMETOOLONG
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_NOSPC
NFS4ERR_NOTDIR
NFS4ERR_NOTSUPP
NFS4ERR_ACCES NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_BADTYPE NFS4ERR_DQUOT NFS4ERR_が存在している、NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_イーオーNFS4ERR_はNFS4ERR_NAMETOOLONG NFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_NOSPC NFS4ERR_NOTDIR NFS4ERR_NOTSUPPを動かしました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 113] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[113ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_ROFS
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC
NFS4ERR_リソースNFS4ERR_ROFS NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR_はNFS4ERR_WRONGSECを聞き古したです。
14.2.5. Operation 7: DELEGPURGE - Purge Delegations Awaiting Recovery
14.2.5. 操作7: DELEGPURGE--回復を待つパージ委譲
SYNOPSIS
構文
clientid ->
clientid->。
ARGUMENT
議論
struct DELEGPURGE4args {
clientid4 clientid;
};
struct DELEGPURGE4args、clientid4 clientid;、。
RESULT
結果
struct DELEGPURGE4res {
nfsstat4 status;
};
struct DELEGPURGE4res、nfsstat4状態;、。
DESCRIPTION
記述
Purges all of the delegations awaiting recovery for a given
client. This is useful for clients which do not commit delegation
information to stable storage to indicate that conflicting
requests need not be delayed by the server awaiting recovery of
delegation information.
すべてから、与えられたクライアントのために回復を待つ委譲を清めます。 これはクライアントの役に立ちます(要求が必要とする闘争が委譲情報の回復を待つサーバで遅れないのを示すために委譲情報を安定貯蔵に遂行しません)。
This operation should be used by clients that record delegation
information on stable storage on the client. In this case,
DELEGPURGE should be issued immediately after doing delegation
recovery on all delegations know to the client. Doing so will
notify the server that no additional delegations for the client
will be recovered allowing it to free resources, and avoid
delaying other clients who make requests that conflict with the
unrecovered delegations. The set of delegations known to the
server and the client may be different. The reason for this is
that a client may fail after making a request which resulted in
delegation but before it received the results and committed them
to the client's stable storage.
この操作は安定貯蔵の委譲情報をクライアントに記録するクライアントによって使用されるべきです。 この場合、委譲がクライアントにとって知っているすべてで委譲回復をする直後DELEGPURGEは発行されるべきです。 そうするのは、リソースを解放するのを許容しながらクライアントのためのどんな追加委譲も回復されないようにサーバに通知して、要求を非回復している委譲とのその闘争にする他のクライアントを遅らせるのを避けるでしょう。 サーバとクライアントにとって知られている委譲のセットは異なっているかもしれません。 この理由は委譲をもたらした要求をした後にもかかわらず、クライアントの安定貯蔵に結果を受けて、それらを遂行する前を除いて、クライアントが失敗するかもしれないということです。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_リソース
Shepler, et al. Standards Track [Page 114] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[114ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE_CLIENTID
_の聞き古した_NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR CLIENTID
14.2.6. Operation 8: DELEGRETURN - Return Delegation
14.2.6. 操作8: DELEGRETURN--リターン委譲
SYNOPSIS
構文
stateid ->
stateid->。
ARGUMENT
議論
struct DELEGRETURN4args {
stateid4 stateid;
};
struct DELEGRETURN4args、stateid4 stateid;、。
RESULT
結果
struct DELEGRETURN4res {
nfsstat4 status;
};
struct DELEGRETURN4res、nfsstat4状態;、。
DESCRIPTION
記述
Returns the delegation represented by the given stateid.
委譲が与えられたstateidで表したリターン。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_BAD_STATEID
NFS4ERR_OLD_STATEID
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE_STATEID
悪いNFS4ERRの_STATEID NFS4ERR_古い__STATEID NFS4ERR_リソースNFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR_は_STATEIDを聞き古したです。
14.2.7. Operation 9: GETATTR - Get Attributes
14.2.7. 操作9: GETATTR--属性を得てください。
SYNOPSIS
構文
(cfh), attrbits -> attrbits, attrvals
(cfh)、attrbits->attrbits、attrvals
ARGUMENT
議論
struct GETATTR4args {
/* CURRENT_FH: directory or file */
bitmap4 attr_request;
};
struct GETATTR4args、/*CURRENT_FH: ディレクトリかファイル*/bitmap4 attr_要求;、。
RESULT
結果
Shepler, et al. Standards Track [Page 115] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[115ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
struct GETATTR4resok {
fattr4 obj_attributes;
};
struct GETATTR4resok、fattr4 obj_属性;、。
union GETATTR4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
GETATTR4resok resok4;
default:
void;
};
組合GETATTR4resはNFS4_OK: ケースGETATTR4resok resok4デフォルト: (空間)を切り換えます(nfsstat4状態)。
DESCRIPTION
記述
The GETATTR operation will obtain attributes for the file system
object specified by the current filehandle. The client sets a bit
in the bitmap argument for each attribute value that it would like
the server to return. The server returns an attribute bitmap that
indicates the attribute values for which it was able to return,
followed by the attribute values ordered lowest attribute number
first.
GETATTR操作は現在のfilehandleによって指定されたファイルシステム対象物として属性を得るでしょう。 クライアントは各属性値のためのサーバに戻りたがっているというビットマップ主張で少しセットします。 サーバは属性で、値が最初に最も下位の属性番号を注文したのが、戻ることができて、続かれた属性値を示す属性ビットマップを返します。
The server must return a value for each attribute that the client
requests if the attribute is supported by the server. If the
server does not support an attribute or cannot approximate a
useful value then it must not return the attribute value and must
not set the attribute bit in the result bitmap. The server must
return an error if it supports an attribute but cannot obtain its
value. In that case no attribute values will be returned.
属性がサーバによってサポートされるなら、サーバはクライアントが要求する各属性のために値を返さなければなりません。サーバが属性をサポートしないことができませんし、役に立つ値に近似できないなら、それは、属性値を返してはいけなくて、結果ビットマップに属性ビットをはめ込んではいけません。 属性をサポートするなら、サーバは誤りを返さなければなりませんが、値を得ることができません。 その場合、属性値は全く返されないでしょう。
All servers must support the mandatory attributes as specified in
the section "File Attributes".
すべてのサーバがセクションの指定されるとしての義務的な属性に「ファイル属性」をサポートしなければなりません。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_DELAY
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_IO
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_ACCES NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_遅れNFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_イーオーNFS4ERR_はNFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_リソースNFS4ERR_SERVERFAULTを動かしました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 116] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[116ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC
_の聞き古したNFS4ERR NFS4ERR_WRONGSEC
14.2.8. Operation 10: GETFH - Get Current Filehandle
14.2.8. 操作10: GETFH--現在のFilehandleを手に入れてください。
SYNOPSIS
構文
(cfh) -> filehandle
(cfh)->filehandle
ARGUMENT
議論
/* CURRENT_FH: */
void;
_/*電流FH: */空間。
RESULT
結果
struct GETFH4resok {
nfs_fh4 object;
};
struct GETFH4resok、nfs_fh4オブジェクト;、。
union GETFH4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
GETFH4resok resok4;
default:
void;
};
組合GETFH4resはNFS4_OK: ケースGETFH4resok resok4デフォルト: (空間)を切り換えます(nfsstat4状態)。
DESCRIPTION
記述
This operation returns the current filehandle value.
この操作は現在のfilehandle値を返します。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
Operations that change the current filehandle like LOOKUP or
CREATE do not automatically return the new filehandle as a result.
For instance, if a client needs to lookup a directory entry and
obtain its filehandle then the following request is needed.
LOOKUPやCREATEのように現在のfilehandleを変える操作が自動的にその結果新しいfilehandleを返しません。 例えば、クライアントはaであるならルックアップにディレクトリエントリを必要とします、そして、filehandleを入手してください、そして、次に、以下の要求が必要です。
PUTFH (directory filehandle)
LOOKUP (entry name)
GETFH
PUTFH(ディレクトリfilehandle)LOOKUP(入口名)GETFH
ERRORS
誤り
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_FHEXPIRED
Shepler, et al. Standards Track [Page 117] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[117ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC
NFS4ERR_は_のリソースの_の聞き古したNFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR_WRONGSECを動かしました。
14.2.9. Operation 11: LINK - Create Link to a File
14.2.9. 操作11: リンクしてください--ファイルへのリンクを作成してください。
SYNOPSIS
構文
(sfh), (cfh), newname -> (cfh), change_info
(sfh)、(cfh)、newname->(cfh)は_インフォメーションを変えます。
ARGUMENT
議論
struct LINK4args {
/* SAVED_FH: source object */
/* CURRENT_FH: target directory */
component4 newname;
};
struct LINK4args、/*SAVED_FH: オブジェクト*//*CURRENT_FHの出典を明示してください: 目標ディレクトリ*/component4 newname。
RESULT
結果
struct LINK4resok {
change_info4 cinfo;
};
struct LINK4resok、変化_info4 cinfo;、。
union LINK4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
LINK4resok resok4;
default:
void;
};
組合LINK4resはNFS4_OK: ケースLINK4resok resok4デフォルト: (空間)を切り換えます(nfsstat4状態)。
DESCRIPTION
記述
The LINK operation creates an additional newname for the file
represented by the saved filehandle, as set by the SAVEFH
operation, in the directory represented by the current filehandle.
The existing file and the target directory must reside within the
same file system on the server. On success, the current
filehandle will continue to be the target directory.
LINK操作は保存しているfilehandleによって表されたファイルのために追加newnameを作成します、SAVEFH操作で設定されるように、現在のfilehandleによって表されたディレクトリで。 既存ファイルと目標ディレクトリはサーバの同じファイルシステムの中になければなりません。成功では、現在のfilehandleはずっと目標ディレクトリでしょう。
For the target directory, the server returns change_info4
information in cinfo. With the atomic field of the change_info4
struct, the server will indicate if the before and after change
attributes were obtained atomically with respect to the link
creation.
目標ディレクトリに関しては、サーバはcinfoの変化_info4情報を返します。 _変化info4 structの原子分野、意志が示すサーバ、変化の前後に、リンク作成に関して原子論的に属性を得ました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 118] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[118ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
If the newname has a length of 0 (zero), or if newname does not
obey the UTF-8 definition, the error NFS4ERR_INVAL will be
returned.
newnameがUTF-8定義に従わないならnewnameに0(ゼロ)の長さがあると、誤りNFS4ERR_INVALを返すでしょう。
IMPLEMENTATION
実装
Changes to any property of the "hard" linked files are reflected
in all of the linked files. When a link is made to a file, the
attributes for the file should have a value for numlinks that is
one greater than the value before the LINK operation.
繋がっている「困難な」ファイルのどんな特性への変化も繋がっているファイルのすべてに反映されます。 リンクをファイルにするとき、ファイルのための属性で、1であるnumlinksのための値はLINK操作の前に値よりすばらしくなるべきです。
The comments under RENAME regarding object and target residing on
the same file system apply here as well. The comments regarding
the target name applies as well.
また、同じファイルシステムの上のオブジェクトに関するRENAMEの下のコメントと目標の住んでいることはここに適用されます。 また、適用という目標名に関するコメント。
Note that symbolic links are created with the CREATE operation.
シンボリックリンクがCREATE操作で作成されることに注意してください。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_DELAY NFS4ERR_DQUOT
NFS4ERR_EXIST NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_IO
NFS4ERR_ISDIR NFS4ERR_MLINK NFS4ERR_MOVED NFS4ERR_NAMETOOLONG
NFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_NOSPC NFS4ERR_NOTDIR NFS4ERR_NOTSUPP
NFS4ERR_RESOURCE NFS4ERR_ROFS NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC NFS4ERR_XDEV
NFS4ERR_ACCES NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_遅れNFS4ERR_DQUOT NFS4ERR_が存在している、NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_イーオーNFS4ERR_ISDIR NFS4ERR_MLINK NFS4ERR_はNFS4ERR_NAMETOOLONG NFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_NOSPC NFS4ERR_NOTDIR NFS4ERR_NOTSUPP NFS4ERR_リソースの_の_の聞き古した_NFS4ERR_ROFS NFS4ERR SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR_WRONGSEC NFS4ERR XDEVを動かしました。
14.2.10. Operation 12: LOCK - Create Lock
14.2.10. 操作12: ロックしてください--錠を作成してください。
SYNOPSIS
構文
(cfh) type, seqid, reclaim, stateid, offset, length -> stateid,
access
タイプ(seqid)が開墾する(cfh)、stateid、オフセット長さの->stateid、アクセス
ARGUMENT
議論
enum nfs4_lock_type {
READ_LT = 1,
WRITE_LT = 2,
READW_LT = 3, /* blocking read */
WRITEW_LT = 4 /* blocking write */ };
enum nfs4_ロック_タイプは*/を書きますREAD_LT=1、WRITE_LT=2、READW_LT=3、/*ブロッキングが、*/WRITEW_LT=4/*ブロッキングを読む。
struct LOCK4args {
/* CURRENT_FH: file */
nfs_lock_type4 locktype;
seqid4 seqid;
bool reclaim;
stateid4 stateid;
offset4 offset;
struct LOCK4args、/*CURRENT_FH: _ファイル*/nfs錠_type4 locktype; seqid4 seqid;はboolにoffset4オフセットを取り戻します; stateid4 stateid;。
Shepler, et al. Standards Track [Page 119] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[119ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
length4 length; };
length4の長さ。 };
RESULT
結果
struct LOCK4denied {
nfs_lockowner4 owner;
offset4 offset;
length4 length; };
struct LOCK4deniedは_lockowner4所有者offset4オフセット; (length4の長さ)をnfsします。
union LOCK4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
stateid4 stateid;
case NFS4ERR_DENIED:
LOCK4denied denied;
default:
void; };
組合LOCK4resは、NFS4_OK: ケースstateid4 stateid; DENIED: LOCK4deniedが否定したNFS4ERR_デフォルト: (空間)をケースに入れるのを切り換えます(nfsstat4状態)。
DESCRIPTION
記述
The LOCK operation requests a record lock for the byte range
specified by the offset and length parameters. The lock type is
also specified to be one of the nfs4_lock_types. If this is a
reclaim request, the reclaim parameter will be TRUE;
LOCK操作はオフセットと長さのパラメタによって指定されたバイト範囲に記録的な錠を要求します。 また、ロックタイプは、nfs4_ロック_タイプのひとりになるように指定されます。 パラメタを取り戻してください。これがaであるなら要求を取り戻してください、TRUEでしょう。
Bytes in a file may be locked even if those bytes are not
currently allocated to the file. To lock the file from a specific
offset through the end-of-file (no matter how long the file
actually is) use a length field with all bits set to 1 (one). To
lock the entire file, use an offset of 0 (zero) and a length with
all bits set to 1. A length of 0 is reserved and should not be
used.
それらのバイトが現在ファイルに割り当てられないでも、ファイルのバイトはロックされるかもしれません。 特定のオフセットからファイルの終り(ファイルが実際にどんなに長くても)使用でファイルをロックするために、すべてのビットがある長さの分野は1(1)にセットしました。 ファイル全体をロックするには、(ゼロ)とすべてのビットがある長さが1に設定する0のオフセットを使用してください。 0の長さを予約されていて、使用するべきではありません。
In the case that the lock is denied, the owner, offset, and length
of a conflicting lock are returned.
錠が否定されて、闘争錠の所有者、オフセット、および長さを返します。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
If the server is unable to determine the exact offset and length
of the conflicting lock, the same offset and length that were
provided in the arguments should be returned in the denied
results. The File Locking section contains a full description of
this and the other file locking operations.
サーバが闘争錠の正確なオフセットと長さを測定できないなら、議論に提供された同じオフセットと長さは否定された結果で返されるべきです。 File Locking部はこれと他のファイルのロック操作の余すところのない解説を含みます。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_BAD_SEQID
_の_の悪い_NFS4ERR_ACCES NFS4ERR BADHANDLE NFS4ERR SEQID
Shepler, et al. Standards Track [Page 120] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[120ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_BAD_STATEID NFS4ERR_DELAY NFS4ERR_DENIED NFS4ERR_EXPIRED
NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_GRACE NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_ISDIR
NFS4ERR_LEASE_MOVED NFS4ERR_LOCK_RANGE NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_OLD_STATEID NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR_STALE NFS4ERR_STALE_CLIENTID
NFS4ERR_STALE_STATEID NFS4ERR_WRONGSEC
__の満期のNFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_NFS4ERR端麗のNFS4ERR_INVAL NFS4ERR_ISDIR NFS4ERR_リースの動く_範囲NFS4ERR NFS4ERR_ロック_が否定されたNFS4ERRの_の悪い_STATEID NFS4ERR_遅れNFS4ERR_はNFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERRの_の古い_STATEID NFS4ERR_リソースの聞き古した_聞き古した__聞き古した_NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR_NFS4ERR CLIENTID NFS4ERR STATEID NFS4ERR_WRONGSECを動かしました。
14.2.11. Operation 13: LOCKT - Test For Lock
14.2.11. 操作13: LOCKT--錠のためのテスト
SYNOPSIS
構文
(cfh) type, owner, offset, length -> {void, NFS4ERR_DENIED ->
owner}
タイプ(所有者)が相殺する(cfh)、長さの->。空間、NFS4ERR_DENIED->所有者
ARGUMENT
議論
struct LOCKT4args {
/* CURRENT_FH: file */
nfs_lock_type4 locktype;
nfs_lockowner4 owner;
offset4 offset;
length4 length; };
_/*CURRENT_FH: ファイル*/nfs錠_type4 locktype; nfs_lockowner4所有者; offset4が相殺した; length4の長さ;struct LOCKT4args。
RESULT
結果
union LOCKT4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4ERR_DENIED:
LOCK4denied denied;
case NFS4_OK:
void;
default:
void; };
組合LOCKT4resは、DENIED: LOCK4deniedが否定したケースNFS4ERR_; NFS4_OK: 空間デフォルト: (空間)をケースに入れるのを切り換えます(nfsstat4状態)。
DESCRIPTION
記述
The LOCKT operation tests the lock as specified in the arguments.
If a conflicting lock exists, the owner, offset, and length of the
conflicting lock are returned; if no lock is held, nothing other
than NFS4_OK is returned.
LOCKT操作は議論における指定されるとしての錠を検査します。 闘争錠が存在しているなら、闘争錠の所有者、オフセット、および長さを返します。 錠を全く持っていないなら、NFS4_OK以外の何も返しません。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
If the server is unable to determine the exact offset and length
of the conflicting lock, the same offset and length that were
provided in the arguments should be returned in the denied
サーバが正確なオフセットを決定できないで、議論に提供された闘争錠の長さ、同じオフセット、および長さが否定で返されるなら
Shepler, et al. Standards Track [Page 121] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[121ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
results. The File Locking section contains further discussion of
the file locking mechanisms.
結果。 File Locking部はファイル施錠装置のさらなる議論を含みます。
LOCKT uses nfs_lockowner4 instead of a stateid4, as LOCK does, to
identify the owner so that the client does not have to open the
file to test for the existence of a lock.
LOCKTはstateid4の代わりにnfs_lockowner4を使用します、LOCKが所有者を特定するためにするようにクライアントは、錠の存在がないかどうかテストするためにファイルを開く必要はありません。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_DELAY
NFS4ERR_DENIED
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_GRACE
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_ISDIR
NFS4ERR_LEASE_MOVED
NFS4ERR_LOCK_RANGE
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_STALE_CLIENTID
NFS4ERR_WRONGSEC
_NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_優雅NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_ISDIR NFS4ERR_リースの動く_範囲NFS4ERR NFS4ERR_ロック_が否定されたNFS4ERR_ACCES NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_遅れNFS4ERR_はNFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERRのリソースの_の聞き古した_聞き古した__NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR CLIENTID NFS4ERR_WRONGSECを動かしました。
14.2.12. Operation 14: LOCKU - Unlock File
14.2.12. 操作14: LOCKU--ファイルをアンロックしてください。
SYNOPSIS
構文
(cfh) type, seqid, stateid, offset, length -> stateid
タイプ(seqid、stateid)が相殺する(cfh)、長さの->stateid
ARGUMENT
議論
struct LOCKU4args {
/* CURRENT_FH: file */
nfs_lock_type4 locktype;
seqid4 seqid;
stateid4 stateid;
offset4 offset;
length4 length;
};
struct LOCKU4args_/*CURRENT_FH: ファイル*/nfs錠_type4 locktype; seqid4 seqid; stateid4 stateid; offset4オフセット(length4の長さ)。
RESULT
結果
union LOCKU4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
組合LOCKU4resが(nfsstat4状態)を切り換える、NFS4_OKをケースに入れてください:
Shepler, et al. Standards Track [Page 122] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[122ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
stateid4 stateid;
default:
void;
};
stateid4 stateid。 デフォルト: 空間。 };
DESCRIPTION
記述
The LOCKU operation unlocks the record lock specified by the
parameters.
LOCKU操作はパラメタによって指定された記録的な錠をアンロックします。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
The File Locking section contains a full description of this and
the other file locking procedures.
File Locking部はこれと他のファイルのロック手順の余すところのない解説を含みます。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_BAD_SEQID
NFS4ERR_BAD_STATEID
NFS4ERR_EXPIRED
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_GRACE
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_LOCK_RANGE
NFS4ERR_LEASE_MOVED
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_OLD_STATEID
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_STALE_CLIENTID
NFS4ERR_STALE_STATEID
_悪い悪い満期のNFS4ERR_ACCES NFS4ERRの_優雅NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_錠_範囲_BADHANDLE NFS4ERR__SEQID NFS4ERR__STATEID NFS4ERR_NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR NFS4ERR_リースの動くNFS4ERR_の動く_古い_STATEID NFS4ERR_リソースNFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_聞き古したNFS4ERR_聞き古した__聞き古した_CLIENTID NFS4ERR STATEID
14.2.13. Operation 15: LOOKUP - Lookup Filename
14.2.13. 操作15: ルックアップ--ルックアップファイル名
SYNOPSIS
構文
(cfh), filenames -> (cfh)
(cfh)、ファイル名->。(cfh)
ARGUMENT
議論
struct LOOKUP4args {
/* CURRENT_FH: directory */
struct LOOKUP4args、/*CURRENT_FH: ディレクトリ*/
Shepler, et al. Standards Track [Page 123] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[123ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
pathname4 path;
};
pathname4経路。 };
RESULT
結果
struct LOOKUP4res {
/* CURRENT_FH: object */
nfsstat4 status;
};
struct LOOKUP4res、/*CURRENT_FH: オブジェクト*/nfsstat4状態;、。
DESCRIPTION
記述
This operation LOOKUPs or finds a file system object starting from
the directory specified by the current filehandle. LOOKUP
evaluates the pathname contained in the array of names and obtains
a new current filehandle from the final name. All but the final
name in the list must be the names of directories.
この操作LOOKUPsか掘り出し物のaが現在のfilehandleによって指定されたディレクトリから始めるシステム対象物をファイルします。 LOOKUPは名前の勢ぞろいに含まれたパス名を評価して、最終的な名前から新しい現在のfilehandleを入手します。 リストの最終的な名前以外のすべてがディレクトリの名前であるに違いありません。
If the pathname cannot be evaluated either because a component
does not exist or because the client does not have permission to
evaluate a component of the path, then an error will be returned
and the current filehandle will be unchanged.
コンポーネントが存在していないか、またはクライアントには経路のコンポーネントを評価する許可がないのでパス名を評価できないと、誤りは返されるでしょう、そして、現在のfilehandleは変わりがなくなるでしょう。
If the path is a zero length array, if any component does not obey
the UTF-8 definition, or if any component in the path is of zero
length, the error NFS4ERR_INVAL will be returned.
何かコンポーネントがUTF-8定義に従わないなら経路がゼロ・レングス配列である、または経路の何かコンポーネントがゼロ・レングスのものであるなら、誤りNFS4ERR_INVALを返すでしょう。
IMPLEMENTATION
実装
If the client prefers a partial evaluation of the path then a
sequence of LOOKUP operations can be substituted e.g.
クライアントが経路の部分的な評価を好むならLOOKUP操作の系列を代入できる、例えば。
PUTFH (directory filehandle)
LOOKUP "pub" "foo" "bar"
GETFH
PUTFH(ディレクトリfilehandle)LOOKUP「パブ」"foo"「バー」GETFH
or, if the client wishes to obtain the intermediate filehandles
または、クライアントがそうしたいなら、中間的filehandlesを入手してください。
PUTFH (directory filehandle)
LOOKUP "pub"
GETFH
LOOKUP "foo"
GETFH
LOOKUP "bar"
GETFH
PUTFH(ディレクトリfilehandle)LOOKUP「パブ」GETFH LOOKUP"foo"GETFH LOOKUP「バー」GETFH
Shepler, et al. Standards Track [Page 124] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[124ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS version 4 servers depart from the semantics of previous NFS
versions in allowing LOOKUP requests to cross mountpoints on the
server. The client can detect a mountpoint crossing by comparing
the fsid attribute of the directory with the fsid attribute of the
directory looked up. If the fsids are different then the new
directory is a server mountpoint. Unix clients that detect a
mountpoint crossing will need to mount the server's filesystem.
This needs to be done to maintain the file object identity
checking mechanisms common to Unix clients.
NFSバージョン4サーバは前のNFSバージョンの意味論からサーバに関する取付け位置に交差するという要求をLOOKUPに許す際に出発します。クライアントは、見上げられるディレクトリのfsid属性にディレクトリのfsid属性をたとえることによって取付け位置が交差するのを検出できます。 fsidsが異なるなら、新しいディレクトリはサーバ取付け位置です。 取付け位置が交差するのを検出するunixクライアントは、サーバのファイルシステムを取り付ける必要があるでしょう。 これは、メカニズムをチェックするファイルオブジェクトのアイデンティティをUnixクライアントにとって一般的に維持するためにする必要があります。
Servers that limit NFS access to "shares" or "exported"
filesystems should provide a pseudo-filesystem into which the
exported filesystems can be integrated, so that clients can browse
the server's name space. The clients view of a pseudo filesystem
will be limited to paths that lead to exported filesystems.
NFSアクセスを「シェア」か「エクスポートしている」ファイルシステムに制限するサーバはエクスポートしているファイルシステムを統合できる疑似ファイルシステムを提供するべきです、クライアントがサーバの名前スペースをブラウズできるように。 疑似ファイルシステムのクライアント視点はエクスポートしているファイルシステムにつながる経路に制限されるでしょう。
Note: previous versions of the protocol assigned special semantics
to the names "." and "..". NFS version 4 assigns no special
semantics to these names. The LOOKUPP operator must be used to
lookup a parent directory.
以下に注意してください。 「プロトコルの旧バージョンは特別な意味論を名前に割り当てた」、」、」、」 NFSバージョン4はどんな特別な意味論もこれらの名前に割り当てません。 LOOKUPPオペレータはルックアップa親ディレクトリに慣れなければなりません。
Note that this procedure does not follow symbolic links. The
client is responsible for all parsing of filenames including
filenames that are modified by symbolic links encountered during
the lookup process.
この手順がシンボリックリンクに従わないことに注意してください。 クライアントはルックアッププロセスの間に遭遇するシンボリックリンクで変更されるファイル名を含むファイル名のすべての構文解析に責任があります。
If the current file handle supplied is not a directory but a
symbolic link, the error NFS4ERR_SYMLINK is returned as the error.
For all other non-directory file types, the error NFS4ERR_NOTDIR
is returned.
供給された現在のファイルハンドルがディレクトリではなく、シンボリックリンクであるなら、誤りとして誤りNFS4ERR_SYMLINKを返します。 他のすべての非ディレクトリファイルの種類に関しては、誤りNFS4ERR_NOTDIRを返します。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_IO
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NAMETOOLONG
NFS4ERR_NOENT
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_NOTDIR
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_SYMLINK
NFS4ERR_WRONGSEC
NFS4ERR_ACCES NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_イーオーNFS4ERR_はNFS4ERR_NAMETOOLONG NFS4ERR_NOENT NFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_NOTDIR NFS4ERR_リソースの_の聞き古した_NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR_SYMLINK NFS4ERR WRONGSECを動かしました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 125] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[125ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
14.2.14. Operation 16: LOOKUPP - Lookup Parent Directory
14.2.14. 操作16: LOOKUPP--ルックアップ親ディレクトリ
SYNOPSIS
構文
(cfh) -> (cfh)
(cfh)->。(cfh)
ARGUMENT
議論
/* CURRENT_FH: object */
void;
_/*電流FH: オブジェクト*/空間。
RESULT
結果
struct LOOKUPP4res {
/* CURRENT_FH: directory */
nfsstat4 status;
};
struct LOOKUPP4res、/*CURRENT_FH: ディレクトリ*/nfsstat4状態;、。
DESCRIPTION
記述
The current filehandle is assumed to refer to a regular directory
or a named attribute directory. LOOKUPP assigns the filehandle
for its parent directory to be the current filehandle. If there
is no parent directory an NFS4ERR_ENOENT error must be returned.
Therefore, NFS4ERR_ENOENT will be returned by the server when the
current filehandle is at the root or top of the server's file
tree.
現在のfilehandleが通常のディレクトリか命名された属性ディレクトリを参照すると思われます。 LOOKUPPは、親ディレクトリが現在のfilehandleであるためにfilehandleを割り当てます。 親ディレクトリが全くなければ、NFS4ERR_ENOENT誤りを返さなければなりません。 したがって、現在のfilehandleがサーバのファイル木の根か先端にあるとき、サーバはNFS4ERR_ENOENTを返すでしょう。
IMPLEMENTATION
実装
As for LOOKUP, LOOKUPP will also cross mountpoints.
また、LOOKUPに関して、LOOKUPPは取付け位置に交差するでしょう。
If the current filehandle is not a directory or named attribute
directory, the error NFS4ERR_NOTDIR is returned.
現在のfilehandleがディレクトリでなくて、またまたは命名された属性ディレクトリでもないなら、誤りNFS4ERR_NOTDIRを返します。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_IO
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOENT
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_NOTDIR
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_ACCES NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_イーオーNFS4ERR_はNFS4ERR_NOENT NFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_NOTDIR NFS4ERR_リソースNFS4ERR_SERVERFAULTを動かしました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 126] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[126ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC
_の聞き古したNFS4ERR NFS4ERR_WRONGSEC
14.2.15. Operation 17: NVERIFY - Verify Difference in Attributes
14.2.15. 操作17: NVERIFY--属性の違いについて確かめてください。
SYNOPSIS
構文
(cfh), fattr -> -
(cfh)、fattr->、-
ARGUMENT
議論
struct NVERIFY4args {
/* CURRENT_FH: object */
fattr4 obj_attributes;
};
struct NVERIFY4args、CURRENT_FH: オブジェクト*/fattr4 obj_が結果と考える/*;、。
RESULT
結果
struct NVERIFY4res {
nfsstat4 status;
};
struct NVERIFY4res、nfsstat4状態;、。
DESCRIPTION
記述
This operation is used to prefix a sequence of operations to be
performed if one or more attributes have changed on some
filesystem object. If all the attributes match then the error
NFS4ERR_SAME must be returned.
1つ以上の属性がいくらかのファイルシステム対象物で変化したなら、この操作は、実行されるために操作の系列を前に置くのに使用されます。 すべての属性が合っているなら、誤りNFS4ERR_SAMEを返さなければなりません。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
This operation is useful as a cache validation operator. If the
object to which the attributes belong has changed then the
following operations may obtain new data associated with that
object. For instance, to check if a file has been changed and
obtain new data if it has:
この操作はキャッシュ合法化オペレータとして役に立ちます。 属性が属するオブジェクトが変化したなら、以下の操作はそのオブジェクトに関連している新しいデータを得るかもしれません。 例えば、それに以下があるなら、ファイルがそうしたかどうかチェックするのが、変えられて、新しいデータを得ます。
PUTFH (public)
LOOKUP "pub" "foo" "bar"
NVERIFY attrbits attrs
READ 0 32767
PUTFHの(公共)のLOOKUP「パブ」"foo"「バー」NVERIFY attrbits attrs READ0 32767
In the case that a recommended attribute is specified in the
NVERIFY operation and the server does not support that attribute
for the file system object, the error NFS4ERR_NOTSUPP is returned
to the client.
お勧めの属性がNVERIFY操作で指定されて、サーバがファイルシステム対象物のためにその属性をサポートしないで、誤りNFS4ERR_NOTSUPPをクライアントに返します。
Shepler, et al. Standards Track [Page 127] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[127ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_DELAY
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_IO
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_NOTSUPP
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SAME
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC
NFS4ERR_ACCES NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_遅れNFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_イーオーNFS4ERR_はNFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_NOTSUPP NFS4ERR_リソースの_の同じ_聞き古したNFS4ERR NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR_WRONGSECを動かしました。
14.2.16. Operation 18: OPEN - Open a Regular File
14.2.16. 操作18: 開いてください--通常のファイルを開いてください。
SYNOPSIS
構文
(cfh), claim, openhow, owner, seqid, access, deny -> (cfh), stateid, cinfo, rflags, open_confirm, delegation
(cfh)、クレーム、openhow、seqid、アクセスが、開いている_が確認することを->(cfh)、stateid、cinfo、rflagsを否定する所有者、委譲
ARGUMENT
議論
struct OPEN4args {
open_claim4 claim;
openflag4 openhow;
nfs_lockowner4 owner;
seqid4 seqid;
uint32_t share_access;
uint32_t share_deny;
};
struct OPEN4argsは_claim4クレーム; openflag4 openhow; nfs_lockowner4所有者(uint32_tシェア_が否定するseqid4 seqid(uint32_tシェア_アクセス))を開きます。
enum createmode4 {
UNCHECKED4 = 0,
GUARDED4 = 1,
EXCLUSIVE4 = 2
};
enum createmode4、UNCHECKED4は0、GUARDED4=1、EXCLUSIVE4=2と等しいです。
union createhow4 switch (createmode4 mode) {
case UNCHECKED4:
case GUARDED4:
fattr4 createattrs;
case EXCLUSIVE4:
verifier4 createverf;
};
ケースUNCHECKED4: ケースGUARDED4: 組合createhow4スイッチ(createmode4モード)fattr4 createattrsケースEXCLUSIVE4: (verifier4 createverf)。
Shepler, et al. Standards Track [Page 128] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[128ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
enum opentype4 {
OPEN4_NOCREATE = 0,
OPEN4_CREATE = 1
};
enum opentype4、OPEN4_NOCREATEは0、OPEN4_CREATE=1と等しいです。
union openflag4 switch (opentype4 opentype) {
case OPEN4_CREATE:
createhow4 how;
default:
void;
};
OPEN4_CREATE: createhow4をケースに入れてください。組合openflag4スイッチ(opentype4 opentype)、どのように; デフォルトとしてくださいか:、空間;、。
/* Next definitions used for OPEN delegation */
enum limit_by4 {
NFS_LIMIT_SIZE = 1,
NFS_LIMIT_BLOCKS = 2
/* others as needed */
};
/*次定義はオープン委譲*/enum限界_by4にNFS_LIMIT_SIZE=1、必要な*/としてのNFS_LIMIT_BLOCKS=2/*他のものを使用しました。
struct nfs_modified_limit4 {
uint32_t num_blocks;
uint32_t bytes_per_block;
};
struct nfs_は_uint32_t num_が_ブロックあたりのuint32_tバイト_に妨げるlimit4を変更しました。
union nfs_space_limit4 switch (limit_by4 limitby) {
/* limit specified as file size */
case NFS_LIMIT_SIZE:
uint64_t filesize;
/* limit specified by number of blocks */
case NFS_LIMIT_BLOCKS:
nfs_modified_limit4 mod_blocks;
} ;
/*限界がブロック*/ケースNFS_LIMIT_BLOCKSの数に従って、/*限界は指定しました: nfs_が_limit4モッズ_ブロックを変更したというSIZE: uint64_tがfilesizeするファイルサイズ*/ケースNFS_LIMIT_として指定した組合nfs_スペース_limit4スイッチ(限界_by4 limitby)。
enum open_delegation_type4 {
OPEN_DELEGATE_NONE = 0,
OPEN_DELEGATE_READ = 1,
OPEN_DELEGATE_WRITE = 2
};
_enum戸外の委譲_type4、オープン_DELEGATE_NONE=0、オープン_DELEGATE_READ=1、オープン_DELEGATE_WRITE=2。
enum open_claim_type4 {
CLAIM_NULL = 0,
CLAIM_PREVIOUS = 1,
CLAIM_DELEGATE_CUR = 2,
CLAIM_DELEGATE_PREV = 3
};
enumの開いている_は、_がクレーム_NULL=0(クレーム_PREVIOUS=1、クレーム_DELEGATE_CUR=2)が_DELEGATE_PREV=3であることを要求するtype4であると主張します。
struct open_claim_delegate_cur4 {
pathname4 file;
_structの開いている_クレーム代表_cur4、pathname4ファイル。
Shepler, et al. Standards Track [Page 129] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[129ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
stateid4 delegate_stateid;
};
stateid4代表_stateid。 };
union open_claim4 switch (open_claim_type4 claim) {
/*
* No special rights to file. Ordinary OPEN of the specified file.
*/
case CLAIM_NULL:
/* CURRENT_FH: directory */
pathname4 file;
組合の開いている_claim4スイッチ(開いている_クレーム_type4クレーム)、/**いいえ特別な権利はファイル. 指定されたファイル*/ケースクレーム_NULLの普通のオープン: /*CURRENT_FH: ディレクトリ*/pathname4にファイルされます。
/*
* Right to the file established by an open previous to server
* reboot. File identified by filehandle obtained at that time
* rather than by name.
*/
case CLAIM_PREVIOUS:
/* CURRENT_FH: file being reclaimed */
uint32_t delegate_type;
まさしくサーバ*リブートに前の戸外によって確立されたファイルへの/**。 filehandleによって特定されたファイルはその時、名前よりむしろ*を得ました。 */ケースクレーム_PREVIOUS: _/*電流FH: 開墾された*/uint32_t代表_タイプであるので、ファイルしてください。
/*
* Right to file based on a delegation granted by the server.
* File is specified by name.
*/
case CLAIM_DELEGATE_CUR:
/* CURRENT_FH: directory */
open_claim_delegate_cur4 delegate_cur_info;
ファイルするために正しい/**はサーバによって与えられた委譲を基礎づけました。*ファイルは名前によって指定されます。 */ケースクレーム_DELEGATE_CUR: _/*電流FH: ディレクトリ*/開いている_のクレーム_代表_cur4代表_野良犬_インフォメーション。
/* Right to file based on a delegation granted to a previous boot
* instance of the client. File is specified by name.
*/
case CLAIM_DELEGATE_PREV:
/* CURRENT_FH: directory */
pathname4 file_delegate_prev;
};
クライアントの前のブーツ*インスタンスに与えられた委譲に基づいてファイルする/*権利。 ファイルは名前によって指定されます。 */ケースクレーム_DELEGATE_PREV: _/*電流FH: _ディレクトリ*/pathname4ファイル代表_prev。 };
RESULT
結果
struct open_read_delegation4 {
stateid4 stateid; /* Stateid for delegation*/
bool recall; /* Pre-recalled flag for
delegations obtained
by reclaim
(CLAIM_PREVIOUS) */
nfsace4 permissions; /* Defines users who don't
need an ACCESS call to
open for read */
};
structの開いている_は_委譲*/boolのための/*Stateidは思い出します; *が得られた委譲のための旗をあらかじめリコールした/が(クレーム_PREVIOUS)*/nfsace4許容を取り戻すという/*が開くというACCESS要求を必要としないユーザを定義するstateid4 stateidが*/を読み込んだdelegation4を読みました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 130] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[130ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
struct open_write_delegation4 {
stateid4 stateid; /* Stateid for delegation*/
bool recall; /* Pre-recalled flag for
delegations obtained
by reclaim
(CLAIM_PREVIOUS) */
nfs_space_limit4 space_limit; /* Defines condition that
the client must check to
determine whether the
file needs to be flushed
to the server on close.
*/
nfsace4 permissions; /* Defines users who don't
need an ACCESS call as
part of a delegated
open. */
};
structの開いている_は_delegation4に書きます。{ stateid4 stateid。 委譲*/boolのための/*Stateidは思い出します。 *が得られた委譲のための旗をあらかじめリコールした/は(クレーム_PREVIOUS)*/nfs_スペース_limit4スペース_限界を取り戻します。 /*はクライアントがファイルが、近くでオンなサーバに洗い流される必要であるかどうか決定するためにチェックしなければならないという条件を定義します。 */nfsace4許容。 /*は代表として派遣された戸外の一部としてACCESS呼び出しを必要としないユーザを定義します。 */ };
union open_delegation4
switch (open_delegation_type4 delegation_type) {
case OPEN_DELEGATE_NONE:
void;
case OPEN_DELEGATE_READ:
open_read_delegation4 read;
case OPEN_DELEGATE_WRITE:
open_write_delegation4 write;
};
組合戸外_delegation4は、ケースオープン_DELEGATE_NONE: 空間; _READ: 開いている_が読むと_delegation4を読むオープン_DELEGATE(_WRITE: 開いている_が書くと_delegation4に書くケースオープン_DELEGATE)をケースに入れるのを切り換えます(オープンな_委譲_type4委譲_タイプ)。
const OPEN4_RESULT_MLOCK = 0x00000001; const OPEN4_RESULT_CONFIRM= 0x00000002;
const OPEN4_RESULT_MLOCK=0x00000001。 const OPEN4_RESULT_CONFIRM=0x00000002。
struct OPEN4resok {
stateid4 stateid; /* Stateid for open */
change_info4 cinfo; /* Directory Change Info */
uint32_t rflags; /* Result flags */
verifier4 open_confirm; /* OPEN_CONFIRM verifier */
open_delegation4 delegation; /* Info on any open
delegation */
};
struct OPEN4resok、{stateid4 stateid; _開いている*/変化info4 cinfoのための/*Stateid; /*ディレクトリChange Info*/uint32_tはrflagsされます; */verifier4の開いている_が確認する/*結果旗; /*オープン_CONFIRM検証*/開いている_delegation4委譲; どんな開いている委譲*/に関する/*インフォメーションも}。
union OPEN4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
/* CURRENT_FH: opened file */
OPEN4resok resok4;
default:
void;
};
組合OPEN4resはケースNFS4_OK: /*CURRENT_FH: 開かれたファイル*/OPEN4resok resok4デフォルト: (空間)を切り換えます(nfsstat4状態)。
Shepler, et al. Standards Track [Page 131] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[131ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
WARNING TO CLIENT IMPLEMENTORS
クライアント作成者への警告
OPEN resembles LOOKUP in that it generates a filehandle for the
client to use. Unlike LOOKUP though, OPEN creates server state on
the filehandle. In normal circumstances, the client can only
release this state with a CLOSE operation. CLOSE uses the current
filehandle to determine which file to close. Therefore the client
MUST follow every OPEN operation with a GETFH operation in the
same COMPOUND procedure. This will supply the client with the
filehandle such that CLOSE can be used appropriately.
オープンは使用するクライアントのためにfilehandleを生成するという点でLOOKUPに類似しています。 もっとも、LOOKUPと異なって、オープンはサーバ状態をfilehandleに創設します。 平常な時に、クライアントはCLOSE操作でこの状態をリリースできるだけです。 CLOSEは、どのファイルを閉じたらよいかを決定するのに現在のfilehandleを使用します。 したがって、クライアントは同じCOMPOUND手順におけるGETFH操作であらゆるオープン操作の後をつけなければなりません。 これは、適切にCLOSEを使用できるようにfilehandleをクライアントに提供するでしょう。
Simply waiting for the lease on the file to expire is insufficient
because the server may maintain the state indefinitely as long as
another client does not attempt to make a conflicting access to
the same file.
別のクライアントが、同じファイルへの闘争アクセスをするのを試みない限り、サーバが状態を無期限に維持するかもしれないので、ファイルにおけるリースが期限が切れるのを単に待つのは不十分です。
DESCRIPTION
記述
The OPEN operation creates and/or opens a regular file in a
directory with the provided name. If the file does not exist at
the server and creation is desired, specification of the method of
creation is provided by the openhow parameter. The client has the
choice of three creation methods: UNCHECKED, GUARDED, or
EXCLUSIVE.
オープン操作は、提供された名前でディレクトリの通常のファイルを作成する、そして/または、開きます。 ファイルが存在していない、サーバと作成を望んでいて、openhowパラメタで作成のメソッドの仕様を提供します。 クライアントには、3つの作成メソッドの選択があります: 抑制されないか、用心深いか、または排他的です。
UNCHECKED means that the file should be created if a file of that
name does not exist and encountering an existing regular file of
that name is not an error. For this type of create, createattrs
specifies the initial set of attributes for the file. The set of
attributes may includes any writable attribute valid for regular
files. When an UNCHECKED create encounters an existing file, the
attributes specified by createattrs is not used, except that when
an object_size of zero is specified, the existing file is
truncated. If GUARDED is specified, the server checks for the
presence of a duplicate object by name before performing the
create. If a duplicate exists, an error of NFS4ERR_EXIST is
returned as the status. If the object does not exist, the request
is performed as described for UNCHECKED.
UNCHECKEDは、ファイルがその名前のファイルが存在していなくて、またその名前の既存の通常のファイルに遭遇するのが、誤りでないなら作成されるべきであることを意味します。 これがタイプする、作成、createattrsは属性の始発をファイルに指定します。 属性のセットはレギュラーにとって、有効などんな書き込み可能な属性もファイルするインクルードがそうするかもしれません。 UNCHECKEDであるときには存在がファイルする遭遇を作成してください、と属性は使用されないcreateattrsで指定しました、ゼロのオブジェクト_サイズが指定されるとき、既存ファイルが端が欠けているのを除いて。 GUARDEDが指定されるなら、サーバが働く前に写しオブジェクトの存在がないかどうか名前でチェックする、作成します。 写しが存在しているなら、NFS4ERR_EXISTの誤りは状態として返されます。 オブジェクトが存在していないなら、要求はUNCHECKEDのために説明されるように実行されます。
EXCLUSIVE specifies that the server is to follow exclusive
creation semantics, using the verifier to ensure exclusive
creation of the target. The server should check for the presence
of a duplicate object by name. If the object does not exist, the
server creates the object and stores the verifier with the object.
If the object does exist and the stored verifier matches the
client provided verifier, the server uses the existing object as
the newly created object. If the stored verifier does not match,
EXCLUSIVEは、サーバが排他的な作成意味論に従うことであると指定します、目標の排他的な作成を確実にするのに検証を使用して。 サーバは写しオブジェクトの存在がないかどうか名前でチェックするべきです。 オブジェクトが存在していないなら、サーバは、オブジェクトを作成して、オブジェクトで検証を保存します。 オブジェクトが存在していて、保存された検証が合っているなら、クライアントは新たに作成されたオブジェクトとして検証、サーバ用途に既存のオブジェクトを提供しました。 保存された検証が合っていないなら
Shepler, et al. Standards Track [Page 132] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[132ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
then an error of NFS4ERR_EXIST is returned. No attributes may be
provided in this case, since the server may use an attribute of
the target object to store the verifier.
そして、NFS4ERR_EXISTの誤りは返されます。 この場合属性を全く提供しないかもしれません、サーバが検証を保存するのに目標オブジェクトの属性を使用するかもしれないので。
For the target directory, the server returns change_info4
information in cinfo. With the atomic field of the change_info4
struct, the server will indicate if the before and after change
attributes were obtained atomically with respect to the link
creation.
目標ディレクトリに関しては、サーバはcinfoの変化_info4情報を返します。 _変化info4 structの原子分野、意志が示すサーバ、変化の前後に、リンク作成に関して原子論的に属性を得ました。
Upon successful creation, the current filehandle is replaced by
that of the new object.
うまくいっている作成では、現在のfilehandleを新しいオブジェクトのものに取り替えます。
The OPEN procedure provides for DOS SHARE capability with the use
of the access and deny fields of the OPEN arguments. The client
specifies at OPEN the required access and deny modes. For clients
that do not directly support SHAREs (i.e. Unix), the expected deny
value is DENY_NONE. In the case that there is a existing SHARE
reservation that conflicts with the OPEN request, the server
returns the error NFS4ERR_DENIED. For a complete SHARE request,
the client must provide values for the owner and seqid fields for
the OPEN argument. For additional discussion of SHARE semantics
see the section on 'Share Reservations'.
オープン手順はアクセスの使用でDOS SHARE能力に備えます、そして、オープン議論の分野を否定してください。 クライアントはオープンで必要なアクセスを指定します、そして、モードを否定してください。 SHAREsが(すなわち、Unix)、予想であると直接サポートしないクライアントに関しては、値がDENY_NONEであることを否定してください。 オープン要求と衝突する既存のSHAREの予約があって、サーバは誤りNFS4ERR_DENIEDを返します。 完全なSHARE要求のために、クライアントはオープン議論のための所有者とseqid分野に値を提供しなければなりません。 SHARE意味論の追加議論に関しては、'シェア予約'にセクションを見てください。
In the case that the client is recovering state from a server
failure, the reclaim field of the OPEN argument is used to signify
that the request is meant to reclaim state previously held.
クライアントがサーバ失敗から状態を取り戻していて、取り戻す、使用されるオープン議論の分野を取り戻して、要求が以前に開催された状態を取り戻すことになっているのを意味してください。
The "claim" field of the OPEN argument is used to specify the file
to be opened and the state information which the client claims to
possess. There are four basic claim types which cover the various
situations for an OPEN. They are as follows:
オープン議論の「クレーム」分野は、開かれるべきファイルとクライアントが持っていると主張する州の情報を指定するのに使用されます。 様々な状況をオープンにカバーする4つの基本クレームタイプがあります。 それらは以下の通りです:
CLAIM_NULL
For the client, this is a new OPEN
request and there is no previous state
associate with the file for the client.
これは新しいオープン要求です、そして、_NULL Forがクライアントであることを要求してください、そして、クライアントへのファイルには先に関連が全くありません。
CLAIM_PREVIOUS
The client is claiming basic OPEN state
for a file that was held previous to a
server reboot. Generally used when a
server is returning persistent file
handles; the client may not have the
file name to reclaim the OPEN.
クライアントが基本的なオープンであると主張しているクレーム_PREVIOUSは、ファイルのためにそれがサーバリブートに前に保たれたと述べます。 サーバが戻っている永続的なファイルハンドルであるときに、一般に、使用されます。 クライアントには、オープンを取り戻すファイル名がないかもしれません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 133] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[133ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
CLAIM_DELEGATE_CUR
The client is claiming a delegation for
OPEN as granted by the server.
Generally this is done as part of
recalling a delegation.
_クライアントのDELEGATE_CURがサーバで与えるようにオープンに委譲の代金を請求しているのを要求してください。委譲を思い出す一部として一般にこれをします。
CLAIM_DELEGATE_PREV
The client is claiming a delegation
granted to a previous client instance;
used after the client reboots.
_クライアントのDELEGATE_PREVが前のクライアントインスタンスに与えられた委譲を要求しているのを要求してください。 クライアントがリブートした後に使用されます。
For OPEN requests whose claim type is other than CLAIM_PREVIOUS
(i.e. requests other than those devoted to reclaiming opens after
a server reboot) that reach the server during its grace or lease
expiration period, the server returns an error of NFS4ERR_GRACE.
その端麗かリース満了の期間、サーバに達するクレーム_PREVIOUS(すなわち、注がれたものを除いて、開墾がサーバリブートの後に開くよう要求する)を除いて、クレームタイプがあるオープン要求のために、サーバはNFS4ERR_グレースの誤りを返します。
For any OPEN request, the server may return an open delegation,
which allows further opens and closes to be handled locally on the
client as described in the section Open Delegation. Note that
delegation is up to the server to decide. The client should never
assume that delegation will or will not be granted in a particular
instance. It should always be prepared for either case. A
partial exception is the reclaim (CLAIM_PREVIOUS) case, in which a
delegation type is claimed. In this case, delegation will always
be granted, although the server may specify an immediate recall in
the delegation structure.
どんなオープン要求のためにも、サーバが開いている委譲を返すかもしれない、どれ、許容、セクションオープンDelegationで説明されるようにクライアントの上で局所的に扱われるためにさらに開いて、閉じるか。 委譲が決めるサーバまで達していることに注意してください。 クライアントは、委譲を与えるか、または特定のインスタンスで与えないと決して仮定するべきではありません。 それはどちらのケースのためにもいつも準備されるべきです。 部分的な例外がそう、(クレーム_PREVIOUS)場合を取り戻してください。(委譲タイプはそれで要求されます)。 この場合、サーバは委譲構造で即時想起を指定するかもしれませんが、いつも委譲を与えるでしょう。
The rflags returned by a successful OPEN allow the server to
return information governing how the open file is to be handled.
OPEN4_RESULT_MLOCK indicates to the caller that mandatory locking
is in effect for this file and the client should act appropriately
with regard to data cached on the client. OPEN4_RESULT_CONFIRM
indicates that the client MUST execute an OPEN_CONFIRM operation
before using the open file.
うまくいっているオープンで返されたrflagsはサーバに扱われるオープン・ファイルがことである方法を治める情報を返させます。 MLOCKがこのファイルとクライアントにとって、ロックが有効であることがそんなに義務的な訪問者に示すOPEN4_RESULT_はクライアントの上でキャッシュされたデータに関してふさわしい行動を取るはずです。 OPEN4_RESULT_CONFIRMは、オープン・ファイルを使用する前にクライアントがオープン_CONFIRM操作を実行しなければならないのを示します。
If the file is a zero length array, if any component does not obey
the UTF-8 definition, or if any component in the path is of zero
length, the error NFS4ERR_INVAL will be returned.
何かコンポーネントがUTF-8定義に従わないならファイルがゼロ・レングス配列である、または経路の何かコンポーネントがゼロ・レングスのものであるなら、誤りNFS4ERR_INVALを返すでしょう。
When an OPEN is done and the specified lockowner already has the
resulting filehandle open, the result is to "OR" together the new
share and deny status together with the existing status. In this
case, only a single CLOSE need be done, even though multiple
OPEN's were completed.
オープンが完了していて、指定されたlockownerが結果として起こるfilehandleを既に開かせるとき、結果は新しさが既存の状態と共に一緒に「OR」に対して状態を共有して、否定するということです。 この場合、複数のオープンを終了しましたが、独身のCLOSEだけをしなければなりません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 134] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[134ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
IMPLEMENTATION
実装
The OPEN procedure contains support for EXCLUSIVE create. The
mechanism is similar to the support in NFS version 3 [RFC1813].
As in NFS version 3, this mechanism provides reliable exclusive
creation. Exclusive create is invoked when the how parameter is
EXCLUSIVE. In this case, the client provides a verifier that can
reasonably be expected to be unique. A combination of a client
identifier, perhaps the client network address, and a unique
number generated by the client, perhaps the RPC transaction
identifier, may be appropriate.
オープン手順はEXCLUSIVEのサポートを含んでいます。作成します。 メカニズムはNFSバージョン3[RFC1813]におけるサポートと同様です。 NFSバージョン3のように、このメカニズムは信頼できる排他的な作成を提供します。 排他的である、作成、呼び出される、いつ、パラメタはどうEXCLUSIVEであるか。 この場合、クライアントは特有であると合理的に予想できる検証を提供します。 クライアント識別子、恐らくクライアントネットワーク・アドレス、およびクライアントによって作られたユニークな数の組み合わせ(恐らくRPCトランザクション識別子)は適切であるかもしれません。
If the object does not exist, the server creates the object and
stores the verifier in stable storage. For file systems that do
not provide a mechanism for the storage of arbitrary file
attributes, the server may use one or more elements of the object
meta-data to store the verifier. The verifier must be stored in
stable storage to prevent erroneous failure on retransmission of
the request. It is assumed that an exclusive create is being
performed because exclusive semantics are critical to the
application. Because of the expected usage, exclusive CREATE does
not rely solely on the normally volatile duplicate request cache
for storage of the verifier. The duplicate request cache in
volatile storage does not survive a crash and may actually flush
on a long network partition, opening failure windows. In the UNIX
local file system environment, the expected storage location for
the verifier on creation is the meta-data (time stamps) of the
object. For this reason, an exclusive object create may not
include initial attributes because the server would have nowhere
to store the verifier.
オブジェクトが存在していないなら、サーバは、オブジェクトを作成して、安定貯蔵に検証を保存します。 任意のファイル属性のストレージにメカニズムを提供しないファイルシステムのために、サーバは検証を保存するオブジェクトメタデータの1つ以上の要素を使用するかもしれません。 要求の「再-トランスミッション」で誤った失敗を防ぐために安定貯蔵に検証を保存しなければなりません。 それが想定される、それ、排他的である、作成、排他的な意味論がアプリケーションに重要であるので実行されるのは、そうです。 予想された用法で、排他的なCREATEは唯一通常揮発性を当てにしません。検証のストレージのために要求キャッシュをコピーしてください。 揮発性記憶装置による写し要求キャッシュは、クラッシュを乗り切っていなくて、長いネットワークパーティションのときに実際に洗い流されるかもしれません、失敗ウィンドウを開けて。 UNIXローカルファイルシステム環境では、作成での検証のための予想された番地はオブジェクトに関するメタデータ(タイムスタンプ)です。 この理由、排他的なオブジェクト、作成、サーバには、検証を保存する場所がないでしょう、したがって、初期の属性を含まないかもしれません。
If the server can not support these exclusive create semantics,
possibly because of the requirement to commit the verifier to
stable storage, it should fail the OPEN request with the error,
NFS4ERR_NOTSUPP.
サポートではなく、サーバ缶である、これら、排他的である、意味論を作成してください、ことによると安定貯蔵に検証を遂行するという要件のために誤り(NFS4ERR_NOTSUPP)に応じて、それはオープン要求に失敗するべきです。
During an exclusive CREATE request, if the object already exists,
the server reconstructs the object's verifier and compares it with
the verifier in the request. If they match, the server treats the
request as a success. The request is presumed to be a duplicate of
an earlier, successful request for which the reply was lost and
that the server duplicate request cache mechanism did not detect.
If the verifiers do not match, the request is rejected with the
status, NFS4ERR_EXIST.
排他的なCREATE要求の間、オブジェクトが既に存在しているなら、サーバは、オブジェクトの検証を再建して、要求で検証とそれを比べます。 彼らが合っているなら、サーバは成功として要求を扱います。 要求はあえて回答が失われて、サーバ写し要求キャッシュメカニズムが検出しなかったより早くて、うまくいっている要求の写しです。 NFS4ERR_EXIST、検証が合っていないなら、要求は状態で拒絶されます。
Once the client has performed a successful exclusive create, it
must issue a SETATTR to set the correct object attributes. Until
it does so, it should not rely upon any of the object attributes,
一度、クライアントがうまくいった状態でaを実行したことがある、排他的である、作成、それは、正しいオブジェクト属性を設定するためにSETATTRを発行しなければなりません。 それはそうするまでオブジェクト属性のどれかを当てにされるべきではありません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 135] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[135ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
since the server implementation may need to overload object meta-
data to store the verifier. The subsequent SETATTR must not occur
in the same COMPOUND request as the OPEN. This separation will
guarantee that the exclusive create mechanism will continue to
function properly in the face of retransmission of the request.
以来、サーバ実装は、検証を保存するためにオブジェクトメタデータを積みすぎる必要があるかもしれません。 その後のSETATTRはオープンと同じCOMPOUND要求に起こってはいけません。 排他的がメカニズムを作成するというこの分離意志の保証は、要求の「再-トランスミッション」に直面して適切に機能し続けるでしょう。
Use of the GUARDED attribute does not provide exactly-once
semantics. In particular, if a reply is lost and the server does
not detect the retransmission of the request, the procedure can
fail with NFS4ERR_EXIST, even though the create was performed
successfully.
GUARDED属性の使用が提供されない、ちょうど、-一度、意味論。 回答が無くなって、サーバが要求の「再-トランスミッション」を検出しないなら、特に、手順がNFS4ERR_EXISTと共に失敗できる、作成、首尾よく実行されました。
For SHARE reservations, the client must specify a value for access
that is one of READ, WRITE, or BOTH. For deny, the client must
specify one of NONE, READ, WRITE, or BOTH. If the client fails to
do this, the server must return NFS4ERR_INVAL.
SHAREの予約として、クライアントはREAD、WRITE、またはBOTHの1つであるアクセスに値を指定しなければなりません。 クライアントがNONE、READ、WRITE、またはBOTHの1つを指定しなければならないことを否定してください。 クライアントがこれをしないなら、サーバはNFS4ERR_INVALを返さなければなりません。
If the final component provided to OPEN is a symbolic link, the
error NFS4ERR_SYMLINK will be returned to the client. If an
intermediate component of the pathname provided to OPEN is a
symbolic link, the error NFS4ERR_NOTDIR will be returned to the
client.
オープンに提供された最終的なコンポーネントがシンボリックリンクであるなら、誤りNFS4ERR_SYMLINKをクライアントに返すでしょう。 オープンに提供されたパス名の中間的成分がシンボリックリンクであるなら、誤りNFS4ERR_NOTDIRをクライアントに返すでしょう。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BAD_SEQID
NFS4ERR_DELAY
NFS4ERR_DQUOT
NFS4ERR_EXIST
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_GRACE
NFS4ERR_IO
NFS4ERR_ISDIR
NFS4ERR_LEASE_MOVED
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NAMETOOLONG
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_NOSPC
NFS4ERR_NOTDIR
NFS4ERR_NOTSUPP
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_ROFS
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_SHARE_DENIED
NFS4ERR_STALE_CLIENTID
NFS4ERR_SYMLINK
NFS4ERR_ACCES NFS4ERRの_の悪い_SEQID NFS4ERR_遅れNFS4ERR_DQUOT NFS4ERR_が存在している、NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_優雅NFS4ERR_イーオーNFS4ERR_ISDIR NFS4ERR_リース_は_動くNFS4ERR_NAMETOOLONG NFS4ERRのNOTDIR NFS4ERR_NOTSUPP NFS4ERR_リソースNFS4ERR_ROFS NFS4ERR__NOFILEHANDLE NFS4ERR_NOSPC NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR_シェア_が_CLIENTID NFS4ERR_SYMLINKが聞き古したであるNFS4ERR_を否定したNFS4ERRを動かしました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 136] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[136ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
14.2.17. Operation 19: OPENATTR - Open Named Attribute Directory
14.2.17. 操作19: OPENATTR--開いている命名された属性ディレクトリ
SYNOPSIS
構文
(cfh) -> (cfh)
(cfh)->。(cfh)
ARGUMENT
議論
/* CURRENT_FH: file or directory */ void;
_/*電流FH: ファイルかディレクトリ*/空間。
RESULT
結果
struct OPENATTR4res {
/* CURRENT_FH: name attr directory*/
nfsstat4 status;
};
struct OPENATTR4res、/*CURRENT_FH: attrにディレクトリ*/nfsstat4を状態と命名してください;、。
DESCRIPTION
記述
The OPENATTR operation is used to obtain the filehandle of the
named attribute directory associated with the current filehandle.
The result of the OPENATTR will be a filehandle to an object of
type NF4ATTRDIR. From this filehandle, READDIR and LOOKUP
procedures can be used to obtain filehandles for the various named
attributes associated with the original file system object.
Filehandles returned within the named attribute directory will
have a type of NF4NAMEDATTR.
OPENATTR操作は、現在のfilehandleに関連している命名された属性ディレクトリのfilehandleを入手するのに使用されます。 OPENATTRの結果はタイプNF4ATTRDIRのオブジェクトへのfilehandleになるでしょう。 このfilehandleから、元のファイルシステム対象物に関連している様々な命名された属性にfilehandlesを入手するのにREADDIRとLOOKUP手順を用いることができます。 命名された属性ディレクトリの中で返されたFilehandlesは一種のNF4NAMEDATTRを持つでしょう。
IMPLEMENTATION
実装
If the server does not support named attributes for the current
filehandle, an error of NFS4ERR_NOTSUPP will be returned to the
client.
サーバが現在のfilehandleのために命名された属性をサポートしないと、NFS4ERR_NOTSUPPの誤りはクライアントに返されるでしょう。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_DELAY
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_IO
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOENT
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_NOTSUPP
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_ACCES NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_遅れNFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_イーオーNFS4ERR_はNFS4ERR_NOENT NFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_NOTSUPP NFS4ERR_リソースを動かしました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 137] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[137ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC
_の聞き古したNFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR_WRONGSEC
14.2.18. Operation 20: OPEN_CONFIRM - Confirm Open
14.2.18. 操作20: _が確認する戸外--開くように確認してください。
SYNOPSIS
構文
(cfh), seqid, open_confirm-> stateid
(cfh)、seqidは_>を確認しているstateidを開きます。
ARGUMENT
議論
struct OPEN_CONFIRM4args {
/* CURRENT_FH: opened file */
seqid4 seqid;
verifier4 open_confirm; /* OPEN_CONFIRM verifier */
};
structオープン_CONFIRM4args、/*CURRENT_FH: 開かれたファイル*/seqid4 seqid; 開いている_が確認するverifier4; /*オープン_CONFIRM検証*/。
RESULT
結果
struct OPEN_CONFIRM4resok {
stateid4 stateid;
};
structオープン_CONFIRM4resok、stateid4 stateid;、。
union OPEN_CONFIRM4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
OPEN_CONFIRM4resok resok4;
default:
void;
};
組合オープン_CONFIRM4resは_ケースNFS4_OK: オープンCONFIRM4resok resok4デフォルト: (空間)を切り換えます(nfsstat4状態)。
DESCRIPTION
記述
This operation is used to confirm the sequence id usage for the
first time that a nfs_lockowner is used by a client. The OPEN
operation returns a opaque confirmation verifier that is then
passed to this operation along with the next sequence id for the
nfs_lockowner. The sequence id passed to the OPEN_CONFIRM must be
1 (one) greater than the seqid passed to the OPEN operation from
which the open_confirm value was obtained. If the server receives
an unexpected sequence id with respect to the original open, then
the server assumes that the client will not confirm the original
OPEN and all state associated with the original OPEN is released
by the server.
この操作はnfs_lockownerが初めての系列イド用法ですが、クライアントによって使用されて、確認するのにおいて使用されています。 オープン操作は次にnfs_lockownerのために次の系列イドに伴うこの操作に通過される不透明な確認検証を返します。 系列イドは1がseqidが開いている_が、値が得られたと確認するオープン操作に通ったよりすばらしい(1つ)であったに違いないなら_オープンCONFIRMに終わりました。 サーバが元の戸外に関して予期していなかった系列イドを受け取るなら、サーバは、クライアントが、元のオープンに関連している元のオープンとすべての状態がサーバによってリリースされると確認しないと仮定します。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
Shepler, et al. Standards Track [Page 138] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[138ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
IMPLEMENTATION
実装
A given client might generate many nfs_lockowner data structures
for a given clientid. The client will periodically either dispose
of its nfs_lockowners or stop using them for indefinite periods of
time. The latter situation is why the NFS version 4 protocol does
not have a an explicit operation to exit an nfs_lockowner: such an
operation is of no use in that situation. Instead, to avoid
unbounded memory use, the server needs to implement a strategy for
disposing of nfs_lockowners that have no current lock, open, or
delegation state for any files and have not been used recently.
The time period used to determine when to dispose of
nfs_lockowners is an implementation choice. The time period
should certainly be no less than the lease time plus any grace
period the server wishes to implement beyond a lease time. The
OPEN_CONFIRM operation allows the server to safely dispose of
unused nfs_lockowner data structures.
与えられたクライアントは与えられたclientidのために多くのnfs_lockownerデータ構造を生成するかもしれません。 クライアントは、定期的にnfs_lockownersを処分するか、または無期期間にそれらを使用するのを止めるでしょう。 まあ、後者の状況がバージョン4プロトコルが持っていないNFSである、明白な操作、nfs_lockownerを出るために: そのような操作はその状況で無駄です。 代わりに、限りないメモリ使用を避けるために、サーバは、どんなファイルのためにもどんな現在の錠も持っていないnfs_lockowners、戸外、または委譲州を処分するための戦略を実装して、最近使用されていない必要があります。 期間は、以前はよくいつnfs_lockownersを処分するのが、実装選択であるかを決定していました。 確かに、期間は、少なくともリース時間とサーバがリース時間実装したがっているどんな据置期間であるべきです。 オープン_CONFIRM操作で、サーバは安全に未使用のnfs_lockownerデータ構造を処分できます。
In the case that a client issues an OPEN operation and the server
no longer has a record of the nfs_lockowner, the server needs
ensure that this is a new OPEN and not a replay or retransmission.
クライアントがオープン操作を発行して、サーバにはnfs_lockownerに関する記録がもうなくて、サーバの必要性は、これが再生か「再-トランスミッション」ではなく、新しいオープンであることを確実にします。
A lazy server implementation might require confirmation for every
nfs_lockowner for which it has no record. However, this is not
necessary until the server records the fact that it has disposed
of one nfs_lockowner for the given clientid.
怠惰なサーバ実装はそれが記録を全く持っているというわけではないあらゆるnfs_lockownerのために確認を必要とするかもしれません。 しかしながら、サーバが与えられたclientidのために1nfs_lockownerを処分したという事実を記録するまで、これは必要ではありません。
The server must hold unconfirmed OPEN state until one of three
events occur. First, the client sends an OPEN_CONFIRM request
with the appropriate sequence id and confirmation verifier within
the lease period. In this case, the OPEN state on the server goes
to confirmed, and the nfs_lockowner on the server is fully
established.
3つのイベントの1つが起こるまで、サーバは未確認のオープン状態を支えなければなりません。 まず最初に、クライアントはリースの期間中に適切な系列イドと確認検証によるオープン_CONFIRM要求を送ります。 この場合、サーバのオープン状態は確認されるのに行きます、そして、サーバのnfs_lockownerは完全に設立されます。
Second, the client sends another OPEN request with a sequence id
that is incorrect for the nfs_lockowner (out of sequence). In
this case, the server assumes the second OPEN request is valid and
the first one is a replay. The server cancels the OPEN state of
the first OPEN request, establishes an unconfirmed OPEN state for
the second OPEN request, and responds to the second OPEN request
with an indication that an OPEN_CONFIRM is needed. The process
then repeats itself. While there is a potential for a denial of
service attack on the client, it is mitigated if the client and
server require the use of a security flavor based on Kerberos V5,
LIPKEY, or some other flavor that uses cryptography.
2番目に、クライアントはnfs_lockowner(順序が狂って)に、不正確な系列イドと共に別のオープン要求を送ります。 この場合、サーバは、2番目のオープン要求が有効であると仮定します、そして、最初の1つは再生です。 サーバは、最初のオープン要求のオープン状態を取り消して、2番目のオープン要求のために未確認のオープン状態を設置して、オープン_CONFIRMが必要であるという指示で2番目のオープン要求に応じます。 そして、プロセスは繰り返し言います。 クライアントにおけるサービス不能攻撃の可能性がある間、クライアントとサーバがケルベロスV5、LIPKEY、または暗号を使用するある他の風味に基づくセキュリティ風味の使用を必要とするなら、それは緩和されます。
Shepler, et al. Standards Track [Page 139] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[139ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
What if the server is in the unconfirmed OPEN state for a given
nfs_lockowner, and it receives an operation on the nfs_lockowner
that has a stateid but the operation is not OPEN, or it is
OPEN_CONFIRM but with the wrong confirmation verifier? Then, even
if the seqid is correct, the server returns NFS4ERR_BAD_STATEID,
because the server assumes the operation is a replay: if the
server has no established OPEN state, then there is no way, for
example, a LOCK operation could be valid.
サーバが与えられたnfs_lockownerのための未確認のオープン状態にあって、stateidを持っているnfs_lockownerで操作を受けますが、操作がオープンでないそれがオープン_CONFIRMにもかかわらず、間違った確認検証であると、どうなるでしょうか? 次に、seqidが正しくても、サーバが、操作が再生であると仮定するので、サーバはNFS4ERR_BAD_STATEIDを返します: サーバにどんな設立されたオープン状態もないなら、LOCK操作が有効であるかもしれない例えば方法が全くありません。
Third, neither of the two aforementioned events occur for the
nfs_lockowner within the lease period. In this case, the OPEN
state is cancelled and disposal of the nfs_lockowner can occur.
3番目、2つの前述のイベントのどちらもリースの期間中にnfs_lockownerのために起こりません。 この場合、オープン状態は取り消されます、そして、nfs_lockownerの処分は起こることができます。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_BAD_SEQID
NFS4ERR_EXPIRED
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_GRACE
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOENT
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_NOTSUPP
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC
悪いNFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERRの__満期のNFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR__SEQID NFS4ERR端麗NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_はNFS4ERR_NOENT NFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_NOTSUPP NFS4ERR_リソースの_の聞き古したNFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR_WRONGSECを動かしました。
14.2.19. Operation 21: OPEN_DOWNGRADE - Reduce Open File Access
14.2.19. 操作21: 戸外_ダウングレード--オープン・ファイルアクセスを抑えてください。
SYNOPSIS
構文
(cfh), stateid, seqid, access, deny -> stateid
(cfh)、seqid、アクセスが->stateidを否定するstateid
ARGUMENT
議論
struct OPEN_DOWNGRADE4args {
/* CURRENT_FH: opened file */
stateid4 stateid;
seqid4 seqid;
uint32_t share_access;
uint32_t share_deny;
};
CURRENT_FH: 開かれたファイル*/stateid4 stateid; seqid4 seqid; /*uint32_tシェア_がアクセスする; tシェア_が否定するuint32_;structオープン_DOWNGRADE4args。
RESULT
結果
Shepler, et al. Standards Track [Page 140] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[140ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
struct OPEN_DOWNGRADE4resok {
stateid4 stateid;
};
structオープン_DOWNGRADE4resok、stateid4 stateid;、。
union OPEN_DOWNGRADE4res switch(nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
OPEN_DOWNGRADE4resok resok4;
default:
void;
};
組合オープン_DOWNGRADE4resは_ケースNFS4_OK: オープンDOWNGRADE4resok resok4デフォルト: (空間)を切り換えます(nfsstat4状態)。
This operation is used to adjust the access and deny bits for a given open. This is necessary when a given lockowner opens the same file multiple times with different access and deny flags. In this situation, a close of one of the open's may change the appropriate access and deny flags to remove bits associated with open's no longer in effect.
この操作は、アクセスを調整して、与えられた戸外に対してビットを否定するのに使用されます。 与えられたlockownerが複数の回異なったアクセスで同じファイルを開くとき、これが必要です、そして、旗を否定してください。 この状況で、戸外のものの1つの閉鎖は、適切なアクセスを変えて、旗が関連しているもう有効な戸外のものでビットを取り除くのを拒絶するかもしれません。
The access and deny bits specified in this operation replace the current ones for the specified open file. If either the access or the deny mode specified includes bits not in effect for the open, the error NFS4ERR_INVAL should be returned. Since access and deny bits are subsets of those already granted, it is not possible for this request to be denied because of conflicting share reservations.
この操作で指定されて、ビットにアクセスして、否定してください。指定されたオープン・ファイルのために現在のものを取り替えてください。 または、アクセスである、指定されたモードが戸外には有効でない状態でビットを含んでいることを否定してください、_INVALが返されるべきである誤りNFS4ERR。 そして、以来アクセスする、ビットが既に与えられたものの部分集合であることを否定してください、そして、この要求には、闘争するので否定されるのが予約を共有するのは、可能ではありません。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_BAD_SEQID NFS4ERR_BAD_STATEID
NFS4ERR_EXPIRED NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_OLD_STATEID NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR_STALE NFS4ERR_STALE_STATEID
悪いNFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERRの悪い__満期の_INVAL NFS4ERR__SEQID NFS4ERR_STATEID NFS4ERR NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_はNFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERRの_の古い_STATEID NFS4ERR_リソースの_の聞き古した_聞き古した_NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR STATEIDを動かしました。
14.2.20. Operation 22: PUTFH - Set Current Filehandle
14.2.20. 操作22: PUTFH--現在のFilehandleを設定してください。
SYNOPSIS
構文
filehandle -> (cfh)
filehandle->。(cfh)
ARGUMENT
議論
struct PUTFH4args {
nfs4_fh object; };
struct PUTFH4args、nfs4_fhオブジェクト;、。
RESULT
結果
struct PUTFH4res {
struct PUTFH4res
Shepler, et al. Standards Track [Page 141] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[141ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
/* CURRENT_FH: */
nfsstat4 status; };
_/*電流FH: */nfsstat4状態。 };
DESCRIPTION
記述
Replaces the current filehandle with the filehandle provided as an
argument.
現在のfilehandleを議論として提供されたfilehandleに取り替えます。
IMPLEMENTATION
実装
Commonly used as the first operator in an NFS request to set the
context for following operations.
第1代操作に続くための文脈を設定するというNFS要求におけるオペレータとして一般的に使用されています。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC
NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_は_のリソースの_の聞き古したNFS4ERR NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR_WRONGSECを動かしました。
14.2.21. Operation 23: PUTPUBFH - Set Public Filehandle
14.2.21. 操作23: PUTPUBFH--公共のFilehandleを設定してください。
SYNOPSIS
構文
- -> (cfh)
- ->。(cfh)
ARGUMENT
議論
void;
空間。
RESULT
結果
struct PUTPUBFH4res {
/* CURRENT_FH: public fh */
nfsstat4 status;
};
struct PUTPUBFH4res、/*CURRENT_FH: 公衆は*/nfsstat4状態をfhします;、。
DESCRIPTION
記述
Replaces the current filehandle with the filehandle that
represents the public filehandle of the server's name space. This
filehandle may be different from the "root" filehandle which may
be associated with some other directory on the server.
現在のfilehandleをサーバの名前スペースの公共のfilehandleを表すfilehandleに取り替えます。 このfilehandleはサーバのある他のディレクトリに関連するかもしれない「根」filehandleと異なっているかもしれません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 142] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[142ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
IMPLEMENTATION
実装
Used as the first operator in an NFS request to set the context
for following operations.
第1代操作に続くための文脈を設定するというNFS要求におけるオペレータとして、使用されています。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_WRONGSEC
NFS4ERR_リソースNFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR_WRONGSEC
14.2.22. Operation 24: PUTROOTFH - Set Root Filehandle
14.2.22. 操作24: PUTROOTFH--根のFilehandleを設定してください。
SYNOPSIS
構文
- -> (cfh)
- ->。(cfh)
ARGUMENT
議論
void;
空間。
RESULT
結果
struct PUTROOTFH4res {
/* CURRENT_FH: root fh */
nfsstat4 status;
};
struct PUTROOTFH4res、/*CURRENT_FH: */nfsstat4状態をfhに根づかせてください;、。
DESCRIPTION
記述
Replaces the current filehandle with the filehandle that
represents the root of the server's name space. From this
filehandle a LOOKUP operation can locate any other filehandle on
the server. This filehandle may be different from the "public"
filehandle which may be associated with some other directory on
the server.
現在のfilehandleをサーバの名前スペースの根を表すfilehandleに取り替えます。 このfilehandleから、LOOKUP操作はサーバにいかなる他のfilehandleも場所を見つけることができます。このfilehandleはサーバのある他のディレクトリに関連するかもしれない「公共」のfilehandleと異なっているかもしれません。
IMPLEMENTATION
実装
Commonly used as the first operator in an NFS request to set the
context for following operations.
第1代操作に続くための文脈を設定するというNFS要求におけるオペレータとして一般的に使用されています。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_WRONGSEC
NFS4ERR_リソースNFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR_WRONGSEC
Shepler, et al. Standards Track [Page 143] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[143ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
14.2.23. Operation 25: READ - Read from File
14.2.23. 操作25: 読んでください--ファイルから、読んでください。
SYNOPSIS
構文
(cfh), offset, count, stateid -> eof, data
(cfh)、オフセット、カウント、stateid->eof、データ
ARGUMENT
議論
struct READ4args {
/* CURRENT_FH: file */
stateid4 stateid;
offset4 offset;
count4 count;
};
struct READ4args、/*CURRENT_FH: */stateid4 stateidをファイルしてください; offset4は相殺されました; count4カウント。
RESULT
結果
struct READ4resok {
bool eof;
opaque data<>;
};
struct READ4resok、bool eof(不透明なデータ<>)。
union READ4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
READ4resok resok4;
default:
void;
};
組合READ4resはNFS4_OK: ケースREAD4resok resok4デフォルト: (空間)を切り換えます(nfsstat4状態)。
DESCRIPTION
記述
The READ operation reads data from the regular file identified by
the current filehandle.
READ操作は現在のfilehandleによって特定された通常のファイルからデータを読みます。
The client provides an offset of where the READ is to start and a
count of how many bytes are to be read. An offset of 0 (zero)
means to read data starting at the beginning of the file. If
offset is greater than or equal to the size of the file, the
status, NFS4_OK, is returned with a data length set to 0 (zero)
and eof is set to TRUE. The READ is subject to access permissions
checking.
クライアントはREADが始まることになっているところに関するオフセットと読まれるバイトがいくつであるかに関するカウントを提供します。 0(ゼロ)のオフセットは、ファイルの始めからデータを読むことを意味します。 オフセットがファイルのサイズ以上であるなら、データ長さのセットで状態、NFS4_OKを0に返します、そして、(ゼロ)eofはTRUEに用意ができています。 READはアクセス許容の照合を受けることがあります。
If the client specifies a count value of 0 (zero), the READ
succeeds and returns 0 (zero) bytes of data again subject to
access permissions checking. The server may choose to return
fewer bytes than specified by the client. The client needs to
check for this condition and handle the condition appropriately.
クライアントが0(ゼロ)のカウント値を指定するなら、READはアクセス許容の照合を条件として成功して、再び0(ゼロ)バイトのデータを返します。 サーバは、クライアントによって指定されるよりさらに少ないバイト戻るのを選ぶかもしれません。 クライアントは、適切にこの状態がないかどうかチェックして、状態を扱う必要があります。
Shepler, et al. Standards Track [Page 144] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[144ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
The stateid value for a READ request represents a value returned
from a previous record lock or share reservation request. Used by
the server to verify that the associated lock is still valid and
to update lease timeouts for the client.
READ要求のためのstateid値は前の記録錠かシェア予約の要請から返された値を表します。 サーバによって使用されて、関連錠がまだ有効であることを確かめて、クライアントのためにリースタイムアウトをアップデートします。
If the read ended at the end-of-file (formally, in a correctly
formed READ request, if offset + count is equal to the size of the
file), or the read request extends beyond the size of the file (if
offset + count is greater than the size of the file), eof is
returned as TRUE; otherwise it is FALSE. A successful READ of an
empty file will always return eof as TRUE.
読みがファイルの終りで終わったか(相殺されるなら、正しく形成されたREAD要求において正式に、+ カウントはファイルのサイズと等しいです)、読み出し要求がファイルのサイズを超えたところまで広がっていて(オフセット+カウントがファイルのサイズより大きいなら)、またはTRUEとしてeofを返すなら。 さもなければ、それはFALSEです。 空のファイルのうまくいっているREADはTRUEとしていつもeofを返すでしょう。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
It is possible for the server to return fewer than count bytes of
data. If the server returns less than the count requested and eof
set to FALSE, the client should issue another READ to get the
remaining data. A server may return less data than requested
under several circumstances. The file may have been truncated by
another client or perhaps on the server itself, changing the file
size from what the requesting client believes to be the case.
This would reduce the actual amount of data available to the
client. It is possible that the server may back off the transfer
size and reduce the read request return. Server resource
exhaustion may also occur necessitating a smaller read return.
サーバがカウントバイトのデータほど戻らないのは、可能です。 カウントよりリターンで要求されなかったサーバとeofがFALSEにセットするなら、クライアントは、残っているデータを得るために別のREADを発行するでしょうに。 サーバはいくつかの状況で要求されているより少ないデータを返すかもしれません。 ファイルは別のクライアントの近く、または、恐らくサーバ自体の上で先端を切られたかもしれません、要求しているクライアントがケースであると信じていることからファイルサイズを変えて。 これはクライアントにとって、有効な実際のデータ量を減少させるでしょう。 サーバが転送サイズを戻して、読み出し要求リターンを抑えるのは、可能です。 また、サーバリソース疲労困憊は、より小さい読書収益を必要としながら、起こるかもしれません。
If the file is locked the server will return an NFS4ERR_LOCKED
error. Since the lock may be of short duration, the client may
choose to retransmit the READ request (with exponential backoff)
until the operation succeeds.
ファイルがロックされると、サーバはNFS4ERR_LOCKED誤りを返すでしょう。 錠が短期間のものであるかもしれないので、クライアントは、操作が成功するまでREAD要求(指数のbackoffと)を再送するのを選ぶかもしれません。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_BAD_STATEID
NFS4ERR_DELAY
NFS4ERR_DENIED
NFS4ERR_EXPIRED
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_GRACE
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_IO
NFS4ERR_LOCKED
NFS4ERR_LEASE_MOVED
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_ACCES NFS4ERRの_のBADHANDLE NFS4ERRの_の悪い_STATEID NFS4ERR_遅れNFS4ERR_は、満期のNFS4ERRのNFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_優雅NFS4ERR_INVAL NFS4ERR__イーオーNFS4ERR_が動くNFS4ERR_が動かしたNFS4ERR_リース_をロックしたことを否定しました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 145] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[145ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_NXIO
NFS4ERR_OLD_STATEID
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_STALE_STATEID
NFS4ERR_WRONGSEC
NFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERRの_のNXIO NFS4ERRの_の古い_STATEID NFS4ERR_リソースの_の聞き古したNFS4ERR NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR_は_STATEID NFS4ERR_WRONGSECを聞き古したです。
14.2.24. Operation 26: READDIR - Read Directory
14.2.24. 操作26: READDIR--ディレクトリを読んでください。
SYNOPSIS
構文
(cfh), cookie, cookieverf, dircount, maxcount, attrbits ->
cookieverf { cookie, filename, attrbits, attributes }
(cfh)、クッキー、cookieverf、dircount、maxcount、attrbits->cookieverfクッキー、ファイル名、attrbits、属性
ARGUMENT
議論
struct READDIR4args {
/* CURRENT_FH: directory */
nfs_cookie4 cookie;
verifier4 cookieverf;
count4 dircount;
count4 maxcount;
bitmap4 attr_request;
};
struct READDIR4args CURRENT_FH: ディレクトリ*/nfs_cookie4クッキー; /*verifier4 cookieverf; count4 dircount;count4 maxcount(bitmap4 attr_要求)。
RESULT
結果
struct entry4 {
nfs_cookie4 cookie;
component4 name;
fattr4 attrs;
entry4 *nextentry;
};
struct entry4は_cookie4クッキー; component4名; fattr4 attrs(entry4*nextentry)をnfsします。
struct dirlist4 {
entry4 *entries;
bool eof;
};
struct dirlist4、entry4*エントリー(bool eof)。
struct READDIR4resok {
verifier4 cookieverf;
dirlist4 reply;
};
struct READDIR4resok、verifier4 cookieverf(dirlist4回答)。
union READDIR4res switch (nfsstat4 status) {
組合READDIR4resは(nfsstat4状態)を切り換えます。
Shepler, et al. Standards Track [Page 146] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[146ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
case NFS4_OK:
READDIR4resok resok4;
default:
void;
};
NFS4_OKをケースに入れてください: READDIR4resok resok4。 デフォルト: 空間。 };
DESCRIPTION
記述
The READDIR operation retrieves a variable number of entries from
a file system directory and returns client requested attributes
for each entry along with information to allow the client to
request additional directory entries in a subsequent READDIR.
READDIR操作は、ファイルシステム・ディレクトリから可変数のエントリーを検索して、クライアントがその後のREADDIRで情報に伴う各エントリーから追加ディレクトリエントリーを要求できるように、要求された属性をクライアントに返します。
The arguments contain a cookie value that represents where the
READDIR should start within the directory. A value of 0 (zero)
for the cookie is used to start reading at the beginning of the
directory. For subsequent READDIR requests, the client specifies
a cookie value that is provided by the server on a previous
READDIR request.
議論はそれがREADDIRがディレクトリの中で始まるはずであるところに表すクッキー値を含んでいます。 クッキーのための0(ゼロ)の値は、ディレクトリの始めに読み始めるために使用されます。 その後のREADDIR要求として、クライアントはサーバによって前のREADDIR要求に提供されるクッキー値を指定します。
The cookieverf value should be set to 0 (zero) when the cookie
value is 0 (zero) (first directory read). On subsequent requests,
it should be a cookieverf as returned by the server. The
cookieverf must match that returned by the READDIR in which the
cookie was acquired.
クッキー値が0(ゼロ)(最初のディレクトリは読んだ)であるときに、cookieverf値は0(ゼロ)に設定されるべきです。 その後の要求のときに、それはサーバで返すようにcookieverfであるべきです。cookieverfはクッキーが入手されたREADDIRによって返されたそれに合わなければなりません。
The dircount portion of the argument is a hint of the maximum
number of bytes of directory information that should be returned.
This value represents the length of the names of the directory
entries and the cookie value for these entries. This length
represents the XDR encoding of the data (names and cookies) and
not the length in the native format of the server. The server may
return less data.
議論のdircount部分は返されるべきであるバイトのディレクトリ情報の最大数のヒントです。 この値はディレクトリエントリーとクッキー価値の名前の長さをこれらのエントリーに表します。 この長さはサーバのネイティブの形式における、長さではなく、データ(名前とクッキー)のXDRコード化を表します。サーバは、より少ないデータを返すかもしれません。
The maxcount value of the argument is the maximum number of bytes
for the result. This maximum size represents all of the data
being returned and includes the XDR overhead. The server may
return less data. If the server is unable to return a single
directory entry within the maxcount limit, the error
NFS4ERR_READDIR_NOSPC will be returned to the client.
引数のmaxcount値は結果の最大のバイト数です。 この最大サイズは、返されるデータのすべてを表して、XDRオーバーヘッドを含んでいます。 サーバは、より少ないデータを返すかもしれません。 サーバがmaxcount限界の中で単一ディレクトリエントリーを返すことができないと、誤りNFS4ERR_READDIR_NOSPCをクライアントに返すでしょう。
Finally, attrbits represents the list of attributes to be returned
for each directory entry supplied by the server.
最終的に、attrbitsはサーバによって提供された各ディレクトリエントリのために返される属性のリストを表します。
On successful return, the server's response will provide a list of
directory entries. Each of these entries contains the name of the
directory entry, a cookie value for that entry, and the associated
attributes as requested.
うまくいっているリターンのときに、サーバの応答はディレクトリエントリーのリストを提供するでしょう。 それぞれのこれらのエントリーは要求された通りディレクトリエントリの名前、そのエントリーへのクッキー値、および関連属性を含んでいます。
Shepler, et al. Standards Track [Page 147] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[147ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
The cookie value is only meaningful to the server and is used as a
"bookmark" for the directory entry. As mentioned, this cookie is
used by the client for subsequent READDIR operations so that it
may continue reading a directory. The cookie is similar in
concept to a READ offset but should not be interpreted as such by
the client. Ideally, the cookie value should not change if the
directory is modified since the client may be caching these
values.
クッキー値は、単にサーバに重要であり、ディレクトリエントリに「ブックマーク」として使用されます。 言及されるように、ディレクトリを読み続けるかもしれなくて、このクッキーはその後のREADDIR操作にクライアントによって使用されます。 クッキーを概念においてREADオフセットと同様ですが、クライアントはそういうものとして解釈するべきではありません。 理想的に、クッキー値は、クライアントがこれらの値をキャッシュしているかもしれないのでディレクトリが変更されているかどうかを変えるべきではありません。
In some cases, the server may encounter an error while obtaining
the attributes for a directory entry. Instead of returning an
error for the entire READDIR operation, the server can instead
return the attribute 'fattr4_rdattr_error'. With this, the server
is able to communicate the failure to the client and not fail the
entire operation in the instance of what might be a transient
failure. Obviously, the client must request the
fattr4_rdattr_error attribute for this method to work properly.
If the client does not request the attribute, the server has no
choice but to return failure for the entire READDIR operation.
いくつかの場合、サーバは属性をディレクトリエントリに得ている間、誤りに遭遇するかもしれません。 全体のREADDIR操作のための誤りを返すことの代わりに、サーバは代わりに属性'fattr4_rdattr_誤り'を返すことができます。 これで、サーバは、失敗をクライアントに伝えて、一時障害であるかもしれないことに関するインスタンスにおける全体の操作に失敗できません。 明らかに、クライアントは適切に働くこのメソッドのためにfattr4_rdattr_誤り属性を要求しなければなりません。 クライアントが属性を要求しないなら、サーバは全体のREADDIR操作のために失敗を返さざるを得ません。
For some file system environments, the directory entries "." and
".." have special meaning and in other environments, they may
not. If the server supports these special entries within a
directory, they should not be returned to the client as part of
the READDIR response. To enable some client environments, the
cookie values of 0, 1, and 2 are to be considered reserved. Note
that the Unix client will use these values when combining the
server's response and local representations to enable a fully
formed Unix directory presentation to the application.
特別な意味を持って、「いくつかに関して、システム環境をファイルしてください、ディレクトリエントリー。」. 」 」 . . 」 他の環境で、それらは持つ必要はありません。 サーバが、ディレクトリの中でこれらが特別なエントリーであるとサポートするなら、READDIR応答の一部としてそれらをクライアントに返すべきではありません。 いくつかのクライアント環境、0、1、および2のクッキー値を可能にするには、予約されていると考えられることになっていてください。 完全に形成されたUnixディレクトリプレゼンテーションをアプリケーションに可能にするためにサーバの応答とローカルの表現を結合するとき、Unixクライアントがこれらの値を使用することに注意してください。
For READDIR arguments, cookie values of 1 and 2 should not be used
and for READDIR results cookie values of 0, 1, and 2 should not
returned.
READDIR議論において、1と2のクッキー値を使用して、0、1、および2のクッキー値がそうするべきであるREADDIR結果のために返すべきです。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
The server's file system directory representations can differ
greatly. A client's programming interfaces may also be bound to
the local operating environment in a way that does not translate
well into the NFS protocol. Therefore the use of the dircount and
maxcount fields are provided to allow the client the ability to
provide guidelines to the server. If the client is aggressive
about attribute collection during a READDIR, the server has an
idea of how to limit the encoded response. The dircount field
provides a hint on the number of entries based solely on the names
of the directory entries. Since it is a hint, it may be possible
サーバのファイルシステム・ディレクトリ表現は大きな開きがある場合があります。 また、クライアントのプログラミングインターフェースはNFSプロトコルによく翻訳されない方法で地方の操作環境に縛られるかもしれません。 したがって、ガイドラインをサーバに提供する能力をクライアントに許容するためにdircountとmaxcount分野の使用を提供します。クライアントがREADDIRの間、属性収集に関して攻撃的であるなら、サーバには、どうコード化された応答を制限するかに関する考えがあります。 dircount分野は唯一ディレクトリエントリーの名前に基づくエントリーの数でヒントを提供します。 それがヒントであることが可能であるかもしれないので
Shepler, et al. Standards Track [Page 148] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[148ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
that a dircount value is zero. In this case, the server is free
to ignore the dircount value and return directory information
based on the specified maxcount value.
dircount値はゼロです。 この場合、サーバは、dircount値を無視して、無料で指定されたmaxcount値に基づくディレクトリ情報を返すことができます。
The cookieverf may be used by the server to help manage cookie
values that may become stale. It should be a rare occurrence that
a server is unable to continue properly reading a directory with
the provided cookie/cookieverf pair. The server should make every
effort to avoid this condition since the application at the client
may not be able to properly handle this type of failure.
cookieverfはサーバによって使用されて、聞き古したであるなるかもしれないクッキー値を管理するのを助けるかもしれません。 サーバが提供されたクッキー/cookieverf組と共にディレクトリを読みながら適切に続くことができないのは、まれな出来事であるべきです。 サーバは、クライアントのアプリケーションが適切にこのタイプの失敗を扱うことができないかもしれないのでこの状態を避けるためにあらゆる努力するべきです。
The use of the cookieverf will also protect the client from using
READDIR cookie values that may be stale. For example, if the file
system has been migrated, the server may or may not be able to use
the same cookie values to service READDIR as the previous server
used. With the client providing the cookieverf, the server is
able to provide the appropriate response to the client. This
prevents the case where the server may accept a cookie value but
the underlying directory has changed and the response is invalid
from the client's context of its previous READDIR.
また、cookieverfの使用は聞き古したであるかもしれないREADDIRクッキー値を使用するのからクライアントを保護するでしょう。 ファイルシステムが例えば移行します、サーバが前のサーバとしてのREADDIRが利用したサービスに同じクッキー値を使用できるかもしれないということであるなら。 クライアントがcookieverfを提供していて、サーバはクライアントへの適切な応答を提供できます。 基本的なディレクトリは変化しました、そして、これはサーバがクッキー値を受け入れるかもしれないケースを防ぎますが、応答は前のREADDIRのクライアントの文脈から無効です。
Since some servers will not be returning "." and ".." entries as
has been done with previous versions of the NFS protocol, the
client that requires these entries be present in READDIR responses
must fabricate them.
「いくつかのサーバが戻らないので」。. 」 」 . . 」 NFSプロトコルの旧バージョンで行われたエントリー、READDIRでのプレゼントが応答であったならこれらのエントリーを必要とするクライアントはそれらを作らなければなりません。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_BAD_COOKIE
NFS4ERR_DELAY
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_IO
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_NOTDIR
NFS4ERR_NOTSUPP
NFS4ERR_READDIR_NOSPC
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_TOOSMALL
NFS4ERR_WRONGSEC
悪いNFS4ERR_ACCES NFS4ERRの_クッキーNFS4ERR_遅れNFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR__BADHANDLE NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_イーオーNFS4ERR_はNFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_NOTDIR NFS4ERR_NOTSUPP NFS4ERR_READDIR_NOSPC NFS4ERR_リソースの_の聞き古した_NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR_TOOSMALL NFS4ERR WRONGSECを動かしました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 149] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[149ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
14.2.25. Operation 27: READLINK - Read Symbolic Link
14.2.25. 操作27: READLINK--シンボリックリンクを読んでください。
SYNOPSIS
構文
(cfh) -> linktext
(cfh)->linktext
ARGUMENT
議論
/* CURRENT_FH: symlink */
void;
_/*電流FH: symlink*/空間。
RESULT
結果
struct READLINK4resok {
linktext4 link;
};
struct READLINK4resok、linktext4リンク;、。
union READLINK4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
READLINK4resok resok4;
default:
void;
};
組合READLINK4resはNFS4_OK: ケースREADLINK4resok resok4デフォルト: (空間)を切り換えます(nfsstat4状態)。
DESCRIPTION
記述
READLINK reads the data associated with a symbolic link. The data
is a UTF-8 string that is opaque to the server. That is, whether
created by an NFS client or created locally on the server, the
data in a symbolic link is not interpreted when created, but is
simply stored.
READLINKはシンボリックリンクに関連しているデータを読みます。 データはサーバに不透明なUTF-8ストリングです。すなわち、NFSクライアントによって作成されるか、またはサーバで局所的に作成されることにかかわらず、シンボリックリンクによるデータは、作成される場合解釈されませんが、単に保存されます。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
A symbolic link is nominally a pointer to another file. The data
is not necessarily interpreted by the server, just stored in the
file. It is possible for a client implementation to store a path
name that is not meaningful to the server operating system in a
symbolic link. A READLINK operation returns the data to the
client for interpretation. If different implementations want to
share access to symbolic links, then they must agree on the
interpretation of the data in the symbolic link.
シンボリックリンクは名目上は、別のものへの指針にファイルされるということです。 データは、必ずサーバによって解釈されているというわけではなくて、ファイルにただ保存されています。 クライアント実装がシンボリックリンクでサーバオペレーティングシステムに重要でないパス名を保存するのは、可能です。 READLINK操作は解釈のためにデータをクライアントに返します。 異なった実装がシンボリックリンクへのアクセスを共有したいなら、彼らはシンボリックリンクにおける、データの解釈に同意しなければなりません。
The READLINK operation is only allowed on objects of type NF4LNK.
The server should return the error, NFS4ERR_INVAL, if the object
is not of type, NF4LNK.
READLINK操作はタイプNF4LNKのオブジェクトの上に許されているだけです。 サーバはオブジェクトがタイプ、NF4LNKのものでないなら誤り、NFS4ERR_INVALを返すべきです。
Shepler, et al. Standards Track [Page 150] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[150ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_DELAY
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_IO
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_NOTSUPP
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC
NFS4ERR_ACCES NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_遅れNFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_イーオーNFS4ERR_はNFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_NOTSUPP NFS4ERR_リソースの_の聞き古したNFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR_WRONGSECを動かしました。
14.2.26. Operation 28: REMOVE - Remove Filesystem Object
14.2.26. 操作28: 取り外してください--ファイルシステム対象物を取り外してください。
SYNOPSIS
構文
(cfh), filename -> change_info
(cfh)、ファイル名->変化_インフォメーション
ARGUMENT
議論
struct REMOVE4args {
/* CURRENT_FH: directory */
component4 target;
};
struct REMOVE4args、/*CURRENT_FH: ディレクトリ*/component4目標;、。
RESULT
結果
struct REMOVE4resok {
change_info4 cinfo;
}
struct REMOVE4resok変化_info4 cinfo。
union REMOVE4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
REMOVE4resok resok4;
default:
void;
}
組合REMOVE4resスイッチ(nfsstat4状態)NFS4_OKをケースに入れてください: REMOVE4resok resok4、デフォルトとしてください: 空間
DESCRIPTION
記述
The REMOVE operation removes (deletes) a directory entry named by
filename from the directory corresponding to the current
filehandle. If the entry in the directory was the last reference
削除、操作はファイル名によって現在のfilehandleに対応するディレクトリから指定されたディレクトリエントリを取り除きます(削除します)。 ディレクトリにおけるエントリーが最後の参照であったなら
Shepler, et al. Standards Track [Page 151] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[151ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
to the corresponding file system object, the object may be
destroyed.
対応するファイルシステム対象物に、オブジェクトは破壊されるかもしれません。
For the directory where the filename was removed, the server
returns change_info4 information in cinfo. With the atomic field
of the change_info4 struct, the server will indicate if the before
and after change attributes were obtained atomically with respect
to the removal.
ファイル名が取り除かれたディレクトリに関しては、サーバはcinfoの変化_info4情報を返します。 _変化info4 structの原子分野、意志が示すサーバ、変化の前後に、取り外しに関して原子論的に属性を得ました。
If the target has a length of 0 (zero), or if target does not obey
the UTF-8 definition, the error NFS4ERR_INVAL will be returned.
目標がUTF-8定義に従わないなら目標に0(ゼロ)の長さがあると、誤りNFS4ERR_INVALを返すでしょう。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
NFS versions 2 and 3 required a different operator RMDIR for
directory removal. NFS version 4 REMOVE can be used to delete any
directory entry independent of its file type.
NFSバージョン2と3はディレクトリ取り外しのために異なったオペレータRMDIRを必要としました。 NFSバージョン4、削除、ファイルの種類の如何にかかわらずどんなディレクトリエントリも削除するのに使用できます。
The concept of last reference is server specific. However, if the
numlinks field in the previous attributes of the object had the
value 1, the client should not rely on referring to the object via
a file handle. Likewise, the client should not rely on the
resources (disk space, directory entry, and so on) formerly
associated with the object becoming immediately available. Thus,
if a client needs to be able to continue to access a file after
using REMOVE to remove it, the client should take steps to make
sure that the file will still be accessible. The usual mechanism
used is to RENAME the file from its old name to a new hidden name.
最後の参照の概念はサーバ特有です。 しかしながら、オブジェクトの前の属性におけるnumlinks分野に値1があるなら、クライアントはファイルハンドルを通してオブジェクトについて言及するのを当てにしないでしょうに。 同様に、クライアントは以前すぐに利用可能になるオブジェクトに関連しているリソース(椎間腔、ディレクトリエントリなど)を当てにするべきではありません。 したがって、クライアントが、それを取り除くために削除をアクセスaファイル後使用に続けることができる必要があるなら、クライアントは、ファイルが確実にまだアクセス可能になるようにするために手を打つべきです。 旧名から新しい隠された名前まで使用される普通のメカニズムはRENAMEへのファイルです。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_DELAY
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_IO
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NAMETOOLONG
NFS4ERR_NOENT
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_NOTDIR
NFS4ERR_NOTEMPTY
NFS4ERR_NOTSUPP
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_ROFS
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_ACCES NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_遅れNFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_イーオーNFS4ERR_はNFS4ERR_NAMETOOLONG NFS4ERR_NOENT NFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_NOTDIR NFS4ERR_NOTEMPTY NFS4ERR_NOTSUPP NFS4ERR_リソースNFS4ERR_ROFS NFS4ERR_SERVERFAULTを動かしました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 152] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[152ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC
_の聞き古したNFS4ERR NFS4ERR_WRONGSEC
14.2.27. Operation 29: RENAME - Rename Directory Entry
14.2.27. 操作29: 改名、--ディレクトリエントリを改名してください
SYNOPSIS
構文
(sfh), oldname (cfh), newname -> source_change_info,
target_change_info
(sfh)、oldname(cfh)、newname->ソース_変化_インフォメーションは_変化_インフォメーションを狙います。
ARGUMENT
議論
struct RENAME4args {
/* SAVED_FH: source directory */
component4 oldname;
/* CURRENT_FH: target directory */
component4 newname;
};
struct RENAME4args、/*SAVED_FH: ソースディレクトリ*/component4 oldname/*CURRENT_FH: (目的のディレクトリ*/component4 newname)。
RESULT
結果
struct RENAME4resok {
change_info4 source_cinfo;
change_info4 target_cinfo;
};
struct RENAME4resokは_info4ソース_cinfo(変化_info4目標_cinfo)を変えます。
union RENAME4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
RENAME4resok resok4;
default:
void;
};
組合RENAME4resはNFS4_OK: ケースRENAME4resok resok4デフォルト: (空間)を切り換えます(nfsstat4状態)。
DESCRIPTION
記述
The RENAME operation renames the object identified by oldname in
the source directory corresponding to the saved filehandle, as set
by the SAVEFH operation, to newname in the target directory
corresponding to the current filehandle. The operation is
required to be atomic to the client. Source and target
directories must reside on the same file system on the server. On
success, the current filehandle will continue to be the target
directory.
RENAME操作は保存しているfilehandleに対応するソースディレクトリでoldnameによって特定されたオブジェクトを改名します、SAVEFH操作で設定されるように、現在のfilehandleに対応する目標ディレクトリのnewnameに。 操作が、クライアントにとって原子であるのに必要です。 ソースと目標ディレクトリはサーバの同じファイルシステムの上になければなりません。成功では、現在のfilehandleはずっと目標ディレクトリでしょう。
If the target directory already contains an entry with the name,
newname, the source object must be compatible with the target:
either both are non-directories or both are directories and the
target must be empty. If compatible, the existing target is
目標ディレクトリが既に名前、newnameとのエントリーを含んでいるなら、ソースオブジェクトは目標と互換性があるに違いありません: 両方がディレクトリです、そして、両方が非ディレクトリであるか目標は空であるに違いありません。 互換性があるなら、既存の目標は互換性があります。
Shepler, et al. Standards Track [Page 153] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[153ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
removed before the rename occurs. If they are not compatible or
if the target is a directory but not empty, the server will return
the error, NFS4ERR_EXIST.
以前取り外す、改名、起こります。 目標がそれらは互換性がないか、ディレクトリにもかかわらず、または空でないなら、サーバは誤り(NFS4ERR_EXIST)を返すでしょう。
If oldname and newname both refer to the same file (they might be
hard links of each other), then RENAME should perform no action
and return success.
oldnameとnewnameがともに同じファイルを示すなら(それらは互いのハードリンクであるかもしれません)、RENAMEは動作を全く実行しないで、成功を返すはずです。
For both directories involved in the RENAME, the server returns
change_info4 information. With the atomic field of the
change_info4 struct, the server will indicate if the before and
after change attributes were obtained atomically with respect to
the rename.
RENAMEにかかわる両方のディレクトリに関しては、サーバは変化_info4情報を返します。 _変化info4 structの原子分野、意志が示すサーバ、以前、原子論的に変化属性を得た後、改名します。
If the oldname or newname has a length of 0 (zero), or if oldname
or newname does not obey the UTF-8 definition, the error
NFS4ERR_INVAL will be returned.
oldnameかnewnameがUTF-8定義に従わないならoldnameかnewnameに0(ゼロ)の長さがあると、誤りNFS4ERR_INVALを返すでしょう。
IMPLEMENTATION
実装
The RENAME operation must be atomic to the client. The statement
"source and target directories must reside on the same file system
on the server" means that the fsid fields in the attributes for
the directories are the same. If they reside on different file
systems, the error, NFS4ERR_XDEV, is returned.
クライアントにとって、RENAME操作は原子であるに違いありません。 「ソースと目標ディレクトリはサーバの同じファイルシステムの上になければならない」という声明が、ディレクトリのための属性におけるfsid分野が同じであることを意味します。 彼らが異なったファイルシステムの上に住んでいるなら、誤り(NFS4ERR_XDEV)は返されます。
A filehandle may or may not become stale or expire on a rename.
However, server implementors are strongly encouraged to attempt to
keep file handles from becoming stale or expiring in this fashion.
filehandleは聞き古したであるなるか、またはaで期限が切れるかもしれません。改名します。 しかしながら、サーバ作成者が、ファイルハンドルが聞き古したであるなるか、またはこんなやり方で期限が切れるのを妨げるのを試みるよう強く奨励されます。
On some servers, the filenames, "." and "..", are illegal as
either oldname or newname. In addition, neither oldname nor
newname can be an alias for the source directory. These servers
will return the error, NFS4ERR_INVAL, in these cases.
「いくつかのサーバ、ファイル名」、」、」、」, oldnameかnewnameのどちらかとしての不法入国者はそうですか? さらに、oldnameもnewnameもソースディレクトリのための別名であるはずがありません。 これらのサーバはこれらの場合で誤り、NFS4ERR_INVALを返すでしょう。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_DELAY
NFS4ERR_DQUOT
NFS4ERR_EXIST
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_IO
NFS4ERR_ISDIR
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NAMETOOLONG
NFS4ERR_ACCES NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_遅れNFS4ERR_DQUOT NFS4ERR_が存在している、NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_イーオーNFS4ERR_ISDIR NFS4ERR_はNFS4ERR_NAMETOOLONGを動かしました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 154] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[154ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_NOENT
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_NOSPC
NFS4ERR_NOTDIR
NFS4ERR_NOTEMPTY
NFS4ERR_NOTSUPP
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_ROFS
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC
NFS4ERR_XDEV
NFS4ERR_NOENT NFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_NOSPC NFS4ERR_NOTDIR NFS4ERR_NOTEMPTY NFS4ERR_NOTSUPP NFS4ERR_リソースNFS4ERR_ROFS NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR_はNFS4ERR_WRONGSEC NFS4ERR_XDEVを聞き古したです。
14.2.28. Operation 30: RENEW - Renew a Lease
14.2.28. 操作30: 更新してください--借地契約を更新してください。
SYNOPSIS
構文
stateid -> ()
stateid->。()
ARGUMENT
議論
struct RENEW4args {
stateid4 stateid;
};
struct RENEW4args、stateid4 stateid;、。
RESULT
結果
struct RENEW4res {
nfsstat4 status;
};
struct RENEW4res、nfsstat4状態;、。
DESCRIPTION
記述
The RENEW operation is used by the client to renew leases which it
currently holds at a server. In processing the RENEW request, the
server renews all leases associated with the client. The
associated leases are determined by the client id provided via the
SETCLIENTID procedure.
RENEW操作は、それが現在サーバで開催するリースを更新するのにクライアントによって使用されます。RENEWが要求する処理では、サーバはクライアントに関連しているすべてのリースを更新します。 関連リースはSETCLIENTID手順で提供されたクライアントイドで決定します。
The stateid for RENEW may not be one of the special stateids
consisting of all bits 0 (zero) or all bits 1.
RENEWのためのstateidはすべてのビット0(ゼロ)かすべてのビット1から成る特別なstateidsの1つでないかもしれません。
IMPLEMENTATION
実装
ERRORS
誤り
NFS4ERR_BAD_STATEID
NFS4ERR_EXPIRED
悪い_STATEID NFS4ERR_が吐き出したNFS4ERR_
Shepler, et al. Standards Track [Page 155] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[155ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_GRACE
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_LEASE_MOVED
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_OLD_STATEID
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE_STATEID
NFS4ERR_WRONGSEC
NFS4ERR_優雅NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_リース_が_の動く_古い_STATEID NFS4ERR_リソースNFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR_聞き古した_STATEID NFS4ERR NFS4ERR_を動かした、WRONGSEC
14.2.29. Operation 31: RESTOREFH - Restore Saved Filehandle
14.2.29. 操作31: RESTOREFH--保存しているFilehandleを返してください。
SYNOPSIS
構文
(sfh) -> (cfh)
(sfh)->。(cfh)
ARGUMENT
議論
/* SAVED_FH: */
void;
/*は、_がFHであると保存しました: */空間。
RESULT
結果
struct RESTOREFH4res {
/* CURRENT_FH: value of saved fh */
nfsstat4 status;
};
struct RESTOREFH4res、/*CURRENT_FH: 保存しているfh*/nfsstat4状態の値;、。
DESCRIPTION
記述
Set the current filehandle to the value in the saved filehandle.
If there is no saved filehandle then return an error
NFS4ERR_NOFILEHANDLE.
保存しているfilehandleの値に現在のfilehandleを設定してください。 filehandleが取っておかれないなら、誤りNFS4ERR_NOFILEHANDLEを返してください。
IMPLEMENTATION
実装
Operations like OPEN and LOOKUP use the current filehandle to
represent a directory and replace it with a new filehandle.
Assuming the previous filehandle was saved with a SAVEFH operator,
the previous filehandle can be restored as the current filehandle.
This is commonly used to obtain post-operation attributes for the
directory, e.g.
オープンとLOOKUPのような操作は、ディレクトリを表して、それを新しいfilehandleに取り替えるのに現在のfilehandleを使用します。 前のfilehandleがSAVEFHオペレータと共に取っておかれたと仮定する場合、現在のfilehandleとして前のfilehandleを返すことができます。 これは、ポスト操作属性をディレクトリに得るのに例えば一般的に使用されます。
PUTFH (directory filehandle)
SAVEFH
GETATTR attrbits (pre-op dir attrs)
CREATE optbits "foo" attrs
GETATTR attrbits (file attributes)
PUTFH(ディレクトリfilehandle)SAVEFH GETATTR attrbits(プレオプアートdir attrs)CREATE optbits"foo"attrs GETATTR attrbits(ファイル属性)
Shepler, et al. Standards Track [Page 156] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[156ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
RESTOREFH
GETATTR attrbits (post-op dir attrs)
RESTOREFH GETATTR attrbits(ポストオプアートdir attrs)
ERRORS
誤り
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC
NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_は_のリソースの_の聞き古したNFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR_WRONGSECを動かしました。
14.2.30. Operation 32: SAVEFH - Save Current Filehandle
14.2.30. 操作32: SAVEFH--現在のFilehandleを取っておいてください。
SYNOPSIS
構文
(cfh) -> (sfh)
(cfh)->。(sfh)
ARGUMENT
議論
/* CURRENT_FH: */
void;
_/*電流FH: */空間。
RESULT
結果
struct SAVEFH4res {
/* SAVED_FH: value of current fh */
nfsstat4 status;
};
struct SAVEFH4res、/*SAVED_FH: 現在のfh*/nfsstat4状態の値;、。
DESCRIPTION
記述
Save the current filehandle. If a previous filehandle was saved
then it is no longer accessible. The saved filehandle can be
restored as the current filehandle with the RESTOREFH operator.
現在のfilehandleを取っておいてください。 前のfilehandleが取っておかれたなら、もうアクセスしやすくはありません。 RESTOREFHオペレータと共に現在のfilehandleとして保存しているfilehandleを返すことができます。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
ERRORS
誤り
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_はNFS4ERR_NOFILEHANDLEを動かしました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 157] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[157ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC
NFS4ERR_リソースNFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR_はNFS4ERR_WRONGSECを聞き古したです。
14.2.31. Operation 33: SECINFO - Obtain Available Security
14.2.31. 操作33: SECINFO--利用可能なセキュリティを得てください。
SYNOPSIS
構文
(cfh), name -> { secinfo }
(cfh)、名前->。secinfo
ARGUMENT
議論
struct SECINFO4args {
/* CURRENT_FH: */
component4 name;
};
struct SECINFO4args、/*CURRENT_FH: */component4名;、。
RESULT
結果
enum rpc_gss_svc_t {
RPC_GSS_SVC_NONE = 1,
RPC_GSS_SVC_INTEGRITY = 2,
RPC_GSS_SVC_PRIVACY = 3
};
enum rpc_gss_は_tをsvcします。RPC_GSS_SVC_NONEは1と等しく、RPC_GSS_SVC_INTEGRITYは2、RPC_GSS_SVC_PRIVACY=3と等しいです。
struct rpcsec_gss_info {
sec_oid4 oid;
qop4 qop;
rpc_gss_svc_t service;
};
qop4 qop; _gss_svc_tサービスをrpcするというstruct rpcsec_gss_インフォメーション秒_oid4 oid。
struct secinfo4 {
uint32_t flavor;
opaque flavor_info<>; /* null for AUTH_SYS, AUTH_NONE;
contains rpcsec_gss_info for
RPCSEC_GSS. */
};
struct secinfo4{ uint32_t風味。 風味_インフォメーション<>について不透明にしてください。 AUTH_SYS、AUTH_NONEのための/*ヌル。 RPCSEC_GSSのためのrpcsec_gss_インフォメーションを含んでいます。 */ };
typedef secinfo4 SECINFO4resok<>;
typedef secinfo4 SECINFO4resok<>。
union SECINFO4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
SECINFO4resok resok4;
default:
void;
};
組合SECINFO4resはNFS4_OK: ケースSECINFO4resok resok4デフォルト: (空間)を切り換えます(nfsstat4状態)。
Shepler, et al. Standards Track [Page 158] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[158ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
DESCRIPTION
記述
The SECINFO operation is used by the client to obtain a list of
valid RPC authentication flavors for a specific file handle, file
name pair. The result will contain an array which represents the
security mechanisms available. The array entries are represented
by the secinfo4 structure. The field 'flavor' will contain a
value of AUTH_NONE, AUTH_SYS (as defined in [RFC1831]), or
RPCSEC_GSS (as defined in [RFC2203]).
SECINFO操作は、特定のファイルハンドル(ファイル名組)に有効なRPC認証特色のリストを得るのにクライアントによって使用されます。 結果は利用可能なセキュリティー対策を表す配列を含むでしょう。 配列エントリーはsecinfo4構造によって表されます。 分野'風味'はAUTH_NONE、AUTH_SYS([RFC1831]で定義されるように)、またはRPCSEC_GSSの値を含むでしょう([RFC2203]で定義されるように)。
For the flavors, AUTH_NONE, and AUTH_SYS no additional security
information is returned. For a return value of RPCSEC_GSS, a
security triple is returned that contains the mechanism object id
(as defined in [RFC2078]), the quality of protection (as defined
in [RFC2078]) and the service type (as defined in [RFC2203]). It
is possible for SECINFO to return multiple entries with flavor
equal to RPCSEC_GSS with different security triple values.
風味、AUTH_NONE、およびAUTH_SYSに関しては、追加担保情報を全く返しません。 RPCSEC_GSSのリターン値において、メカニズムオブジェクトイド([RFC2078]で定義されるように)、保護の品質([RFC2078]で定義されるように)、およびサービスタイプを含むセキュリティは3倍返されます([RFC2203]で定義されるように)。 SECINFOが異なったセキュリティ三重の値についてRPCSEC_GSSと等しい風味がある多回入国を返すのは、可能です。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
The SECINFO operation is expected to be used by the NFS client
when the error value of NFS4ERR_WRONGSEC is returned from another
NFS operation. This signifies to the client that the server's
security policy is different from what the client is currently
using. At this point, the client is expected to obtain a list of
possible security flavors and choose what best suits its policies.
SECINFO操作は別のNFS操作からNFS4ERR_WRONGSECの誤り値を返すとき、NFSクライアントが使用すると予想されます。 これは、サーバの安全保障政策がクライアントが現在使用していることと異なっているのをクライアントに意味します。 ここに、クライアントは、可能なセキュリティ風味のリストを得て、方針に最もよく合うことを選ぶと予想されます。
It is recommended that the client issue the SECINFO call protected
by a security triple that uses either rpc_gss_svc_integrity or
rpc_gss_svc_privacy service. The use of rpc_gss_svc_none would
allow an attacker in the middle to modify the SECINFO results such
that the client might select a weaker algorithm in the set allowed
by server, making the client and/or server vulnerable to further
attacks.
SECINFOが呼ぶクライアント問題がrpc_gss_svc_保全かrpc_gss_svc_プライバシーサービスのどちらかを利用するセキュリティ三重によって保護されたのは、お勧めです。 中央でなにもで攻撃者をSECINFOを変更するrpc_gss_svc_の使用はクライアントがサーバによって許容されたセットで、より弱いアルゴリズムを選択できるように、結果として生じます、クライアント、そして/または、サーバを攻撃を促進するために被害を受け易くして。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NAMETOOLONG
NFS4ERR_NOENT
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_NOTDIR
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_はNFS4ERR_NAMETOOLONG NFS4ERR_NOENT NFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_NOTDIR NFS4ERR_リソースNFS4ERR_SERVERFAULTを動かしました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 159] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[159ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC
_の聞き古したNFS4ERR NFS4ERR_WRONGSEC
14.2.32. Operation 34: SETATTR - Set Attributes
14.2.32. 操作34: SETATTR--属性を設定してください。
SYNOPSIS
構文
(cfh), attrbits, attrvals -> -
(cfh)、attrbits、attrvals->、-
ARGUMENT
議論
struct SETATTR4args {
/* CURRENT_FH: target object */
stateid4 stateid;
fattr4 obj_attributes;
};
struct SETATTR4args、/*CURRENT_FH: 目標オブジェクト*/stateid4 stateid(_が結果と考えるfattr4 obj)。
RESULT
結果
struct SETATTR4res {
nfsstat4 status;
bitmap4 attrsset;
};
struct SETATTR4res、nfsstat4状態(bitmap4 attrsset)。
DESCRIPTION
記述
The SETATTR operation changes one or more of the attributes of a
file system object. The new attributes are specified with a
bitmap and the attributes that follow the bitmap in bit order.
SETATTR操作はファイルシステム対象物の属性の1つ以上を変えます。 新しい属性は噛み付いているオーダーにおけるビットマップに続くビットマップと属性で指定されます。
The stateid is necessary for SETATTRs that change the size of a
file (modify the attribute object_size). This stateid represents
a record lock, share reservation, or delegation which must be
valid for the SETATTR to modify the file data. A valid stateid
would always be specified. When the file size is not changed, the
special stateid consisting of all bits 0 (zero) should be used.
stateidがファイルのサイズを変えるSETATTRsに必要です(属性オブジェクト_サイズを変更してください)。 このstateidはSETATTRがファイルデータを変更するように有効でなければならない記録的な錠、シェアの予約、または委譲を表します。 有効なstateidはいつも指定されるでしょう。 ファイルサイズが変えられないとき、すべてのビット0(ゼロ)から成る特別なstateidは使用されるべきです。
On either success or failure of the operation, the server will
return the attrsset bitmask to represent what (if any) attributes
were successfully set.
操作の成功か失敗のどちらかでは、サーバは、設定されて、(もしあれば)属性がものであったと首尾よく表すためにattrssetビットマスクを返すでしょう。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
The file size attribute is used to request changes to the size of
a file. A value of 0 (zero) causes the file to be truncated, a
value less than the current size of the file causes data from new
ファイルサイズ属性は、ファイルのサイズへの変化を要求するのに使用されます。 0(ゼロ)の値でファイルに先端を切らせて、ファイルの現在のサイズより少ない値は新しいのからのデータを引き起こします。
Shepler, et al. Standards Track [Page 160] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[160ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
size to the end of the file to be discarded, and a size greater
than the current size of the file causes logically zeroed data
bytes to be added to the end of the file. Servers are free to
implement this using holes or actual zero data bytes. Clients
should not make any assumptions regarding a server's
implementation of this feature, beyond that the bytes returned
will be zeroed. Servers must support extending the file size via
SETATTR.
捨てられるべきファイルの端までのサイズ、およびファイル原因の現在のサイズが加えられるためにデータ・バイトのゼロに論理的に合っていたより大きいファイルの端までのサイズ。 サーバは、この使用が穴であるか実際のゼロがデータ・バイトであると無料で実装することができます。 クライアントはサーバのこの特徴の実装に関する少しの仮定もするべきでなくて、向こうでは、バイトが戻ったゼロは合わせられるでしょう。 サーバは、SETATTRを通して広がりがファイルサイズであるとサポートしなければなりません。
SETATTR is not guaranteed atomic. A failed SETATTR may partially
change a file's attributes.
SETATTRは原子で保証されません。 失敗したSETATTRはファイルの属性を部分的に変えるかもしれません。
Changing the size of a file with SETATTR indirectly changes the
time_modify. A client must account for this as size changes can
result in data deletion.
SETATTRと共にファイルのサイズを変えると、_が変更する時間は間接的に変化します。 サイズ変化がデータ削除をもたらすことができるようにクライアントはこれを説明しなければなりません。
If server and client times differ, programs that compare client
time to file times can break. A time maintenance protocol should
be used to limit client/server time skew.
サーバとクライアント回が異なるなら、回をファイルするクライアント時間を比較するプログラムが知れ渡ることができます。 時間メインテナンスプロトコルは、クライアント/サーバ時間斜行を制限するのに使用されるべきです。
If the server cannot successfully set all the attributes it must
return an NFS4ERR_INVAL error. If the server can only support 32
bit offsets and sizes, a SETATTR request to set the size of a file
to larger than can be represented in 32 bits will be rejected with
this same error.
サーバが首尾よくすべての属性を設定できるというわけではないなら、それはNFS4ERR_INVAL誤りを返さなければなりません。 サーバが、32ビットがオフセットとサイズであるとサポートすることができるだけであると、32で表すことができるより大きいビットにファイルのサイズを設定するというSETATTR要求はこの同じ誤りで拒絶されるでしょう。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_BAD_STATEID
NFS4ERR_DELAY
NFS4ERR_DENIED
NFS4ERR_DQUOT
NFS4ERR_EXPIRED
NFS4ERR_FBIG
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_GRACE
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_IO
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_NOSPC
NFS4ERR_NOTSUPP
NFS4ERR_OLD_STATEID
NFS4ERR_PERM
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_ROFS
NFS4ERR_ACCES NFS4ERRの_のBADHANDLE NFS4ERRの_の悪い_STATEID NFS4ERR_遅れNFS4ERR_は、満期のNFS4ERR_DQUOT NFS4ERRのNFS4ERR_FBIG NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_優雅NFS4ERR_INVAL NFS4ERR__イーオーNFS4ERR_がNFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERRのNOSPC NFS4ERR_NOTSUPP NFS4ERRの_の古い_STATEID NFS4ERR_パーマ_NFS4ERR_リソースNFS4ERR_ROFSを動かしたことを否定しました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 161] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[161ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_STALE_STATEID
NFS4ERR_WRONGSEC
_の聞き古した_聞き古した_NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR STATEID NFS4ERR_WRONGSEC
14.2.33. Operation 35: SETCLIENTID - Negotiate Clientid
14.2.33. 操作35: SETCLIENTID--Clientidを交渉してください。
SYNOPSIS
構文
client, callback -> clientid, setclientid_confirm
クライアント、setclientid_が確認するコールバック->clientid
ARGUMENT
議論
struct SETCLIENTID4args {
nfs_client_id4 client;
cb_client4 callback;
};
struct SETCLIENTID4argsは_クライアント_id4クライアント(cb_client4コールバック)をnfsします。
RESULT
結果
struct SETCLIENTID4resok {
clientid4 clientid;
verifier4 setclientid_confirm;
};
struct SETCLIENTID4resok、clientid4 clientid(_が確認するverifier4 setclientid)。
union SETCLIENTID4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
SETCLIENTID4resok resok4;
case NFS4ERR_CLID_INUSE:
clientaddr4 client_using;
default:
void;
};
組合SETCLIENTID4resは、NFS4_OK: ケースSETCLIENTID4resok resok4; NFS4ERR_CLID_椚瀬: clientaddr4クライアント_使用デフォルト: (空間)をケースに入れるのを切り換えます(nfsstat4状態)。
DESCRIPTION
記述
The SETCLIENTID operation introduces the ability of the client to
notify the server of its intention to use a particular client
identifier and verifier pair. Upon successful completion the
server will return a clientid which is used in subsequent file
locking requests and a confirmation verifier. The client will use
the SETCLIENTID_CONFIRM operation to return the verifier to the
server. At that point, the client may use the clientid in
subsequent operations that require an nfs_lockowner.
SETCLIENTID操作はクライアントが特定のクライアント識別子と検証組を使用するという意志のサーバに通知する能力を導入します。 無事終了のときに、サーバはその後のファイルのロック要求と確認検証で使用されるclientidを返すでしょう。 クライアントは、検証をサーバに返すのにSETCLIENTID_CONFIRM操作を使用するでしょう。その時、クライアントはnfs_lockownerを必要とするその後の操作にclientidを使用するかもしれません。
Shepler, et al. Standards Track [Page 162] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[162ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
The callback information provided in this operation will be used
if the client is provided an open delegation at a future point.
Therefore, the client must correctly reflect the program and port
numbers for the callback program at the time SETCLIENTID is used.
将来のポイントで開いている委譲をクライアントに提供すると、この操作に提供されたコールバック情報を使用するでしょう。 したがって、SETCLIENTIDが使用されているとき、クライアントはコールバックプログラムのために正しくプログラムとポートナンバーを反映しなければなりません。
IMPLEMENTATION
実装
The server takes the verifier and client identification supplied
in the nfs_client_id4 and searches for a match of the client
identification. If no match is found the server saves the
principal/uid information along with the verifier and client
identification and returns a unique clientid that is used as a
shorthand reference to the supplied information.
サーバは、_nfs_クライアントid4で供給された識別を検証とクライアントに取って、クライアント識別のマッチを捜し求めます。 マッチが全く見つけられないなら、サーバは、検証とクライアント識別と共に主体/uid情報を保存して、速記参照として使用されるユニークなclientidを供給された情報に返します。
If the server finds matching client identification and a
corresponding match in principal/uid, the server releases all
locking state for the client and returns a new clientid.
サーバが合っているクライアント識別であって主体/uidと対応する一致したものを探すなら、サーバは、クライアントのためにすべてのロック状態をリリースして、新しいclientidを返します。
The principal, or principal to user-identifier mapping is taken
from the credential presented in the RPC. As mentioned, the
server will use the credential and associated principal for the
matching with existing clientids. If the client is a traditional
host-based client like a Unix NFS client, then the credential
presented may be the host credential. If the client is a user
level client or lightweight client, the credential used may be the
end user's credential. The client should take care in choosing an
appropriate credential since denial of service attacks could be
attempted by a rogue client that has access to the credential.
主体、またはユーザ識別子マッピングへの主体がそうです。RPCに提示された資格証明書から、取ります。 言及されるように、サーバは既存のclientidsとのマッチングに資格証明の、そして、関連している主体を使用するでしょう。 クライアントがUnix NFSクライアントのように伝統的なホストベースのクライアントであるなら、提示された資格証明書はホスト資格証明書であるかもしれません。 クライアントがユーザレベルクライアントかライト級のクライアントであるなら、使用される資格証明書はエンドユーザの資格証明書であるかもしれません。 クライアントは資格証明書に近づく手段を持っている凶暴なクライアントがサービス不能攻撃を試みることができたので適切な資格証明書を選ぶ際に注意するべきです。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_CLID_INUSE
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_CLID_椚瀬NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_RESOURCE NFS4ERR_SERVERFAULT
14.2.34. Operation 36: SETCLIENTID_CONFIRM - Confirm Clientid
14.2.34. 操作36: SETCLIENTID_が確認する、--Clientidを確認してください
SYNOPSIS
構文
setclientid_confirm -> -
setclientid_が->を確認する、-
ARGUMENT
議論
struct SETCLIENTID_CONFIRM4args {
verifier4 setclientid_confirm;
};
struct SETCLIENTID_CONFIRM4args、_が確認するverifier4 setclientid;、。
Shepler, et al. Standards Track [Page 163] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[163ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
RESULT
結果
struct SETCLIENTID_CONFIRM4res {
nfsstat4 status;
};
struct SETCLIENTID_CONFIRM4res、nfsstat4状態;、。
DESCRIPTION
記述
This operation is used by the client to confirm the results from a
previous call to SETCLIENTID. The client provides the server
supplied (from a SETCLIENTID response) opaque confirmation
verifier. The server responds with a simple status of success or
failure.
この操作は、前の呼び出しからSETCLIENTIDまで結果を確認するのにクライアントによって使用されます。 クライアントはサーバの供給された(SETCLIENTID応答からの)不透明な確認検証を提供します。 サーバは成否の簡単な状態で反応します。
IMPLEMENTATION
実装
The client must use the SETCLIENTID_CONFIRM operation to confirm
its use of client identifier. If the server is holding state for
a client which has presented a new verifier via SETCLIENTID, then
the state will not be released, as described in the section
"Client Failure and Recovery", until a valid SETCLIENTID_CONFIRM
is received. Upon successful confirmation the server will release
the previous state held on behalf of the client. The server
should choose a confirmation cookie value that is reasonably
unique for the client.
クライアントは、クライアント識別子の使用を確認するのにSETCLIENTID_CONFIRM操作を使用しなければなりません。 サーバがクライアントのためのSETCLIENTIDを通して新しい検証を寄贈した州を支えていると、状態はリリースされないでしょう、「クライアント失敗と回復」というセクションで説明されるように、有効なSETCLIENTID_CONFIRMが受け取られているまで。 うまくいっている確認のときに、サーバはクライアントを代表して保持された前のをリリースするでしょう。 サーバはクライアントには、合理的にユニークな確認クッキー価値を選ぶべきです。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_CLID_INUSE
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE_CLIENTID
NFS4ERR_CLID_椚瀬NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_RESOURCE NFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR_は_CLIENTIDを聞き古したです。
14.2.35. Operation 37: VERIFY - Verify Same Attributes
14.2.35. 操作37: 検証、--同じ属性について確かめてください
SYNOPSIS
構文
(cfh), fattr -> -
(cfh)、fattr->、-
ARGUMENT
議論
struct VERIFY4args {
/* CURRENT_FH: object */
fattr4 obj_attributes;
};
struct VERIFY4args、CURRENT_FH: オブジェクト*/fattr4 obj_が結果と考える/*;、。
Shepler, et al. Standards Track [Page 164] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[164ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
RESULT
結果
struct VERIFY4res {
nfsstat4 status;
};
struct VERIFY4res、nfsstat4状態;、。
DESCRIPTION
記述
The VERIFY operation is used to verify that attributes have a
value assumed by the client before proceeding with following
operations in the compound request. If any of the attributes do
not match then the error NFS4ERR_NOT_SAME must be returned. The
current filehandle retains its value after successful completion
of the operation.
VERIFY操作は、合成要求における次の操作を続ける前にクライアントが属性で値を想定することを確かめるのに使用されます。 _属性のいずれもその時誤りNFS4ERRに合っていないなら、どんな_SAMEも返してはいけません。 現在のfilehandleは操作の無事終了の後に値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
One possible use of the VERIFY operation is the following compound
sequence. With this the client is attempting to verify that the
file being removed will match what the client expects to be
removed. This sequence can help prevent the unintended deletion
of a file.
VERIFY操作の1つの活用可能性が以下の複合系列です。 これによるクライアントは、取り外されるファイルが取り除かれるクライアントが予想することに合うことを確かめるのを試みています。 この系列は、ファイルの故意でない削除を防ぐのを助けることができます。
PUTFH (directory filehandle)
LOOKUP (file name)
VERIFY (filehandle == fh)
PUTFH (directory filehandle)
REMOVE (file name)
PUTFH(ディレクトリfilehandle)LOOKUP(ファイル名)VERIFY(filehandle=fh)PUTFH(ディレクトリfilehandle)、削除。(ファイル名)
This sequence does not prevent a second client from removing and
creating a new file in the middle of this sequence but it does
help avoid the unintended result.
この系列は、2番目のクライアントがこの系列の中央で新しいファイルを取り外して、作成するのを防ぎませんが、それは、故意でない結果を避けるのを助けます。
In the case that a recommended attribute is specified in the
VERIFY operation and the server does not support that attribute
for the file system object, the error NFS4ERR_NOTSUPP is returned
to the client.
お勧めの属性がVERIFY操作で指定されて、サーバがファイルシステム対象物のためにその属性をサポートしないで、誤りNFS4ERR_NOTSUPPをクライアントに返します。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_DELAY
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_NOTSUPP
NFS4ERR_ACCES NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_遅れNFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_はNFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_NOTSUPPを動かしました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 165] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[165ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_NOT_SAME
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_WRONGSEC
NFS4ERRの_の_同じでないNFS4ERR_リソースNFS4ERR_SERVERFAULT NFS4ERR_はNFS4ERR_WRONGSECを聞き古したです。
14.2.36. Operation 38: WRITE - Write to File
14.2.36. 操作38: 書いてください--ファイルするには、書いてください。
SYNOPSIS
構文
(cfh), offset, count, stability, stateid, data -> count, committed,
verifier
安定性、stateid、(cfh)、相殺してください、そして、数えてください、そして、データ->は検証を遂行されて、数えます。
ARGUMENT
議論
enum stable_how4 {
UNSTABLE4 = 0,
DATA_SYNC4 = 1,
FILE_SYNC4 = 2
};
enumうまや_how4、UNSTABLE4は0、DATA_SYNC4=1、FILE_SYNC4=2と等しいです。
struct WRITE4args {
/* CURRENT_FH: file */
stateid4 stateid;
offset4 offset;
stable_how4 stable;
opaque data<>;
};
struct WRITE4args、/*CURRENT_FH: ファイル*/stateid4 stateid; offset4オフセット; 安定した_how4うまや(不透明なデータ<>)。
RESULT
結果
struct WRITE4resok {
count4 count;
stable_how4 committed;
verifier4 writeverf;
};
struct WRITE4resok、count4カウント; 安定した_how4は公約されました; verifier4 writeverf。
union WRITE4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
WRITE4resok resok4;
default:
void;
};
組合WRITE4resはNFS4_OK: ケースWRITE4resok resok4デフォルト: (空間)を切り換えます(nfsstat4状態)。
Shepler, et al. Standards Track [Page 166] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[166ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
DESCRIPTION
記述
The WRITE operation is used to write data to a regular file. The
target file is specified by the current filehandle. The offset
specifies the offset where the data should be written. An offset
of 0 (zero) specifies that the write should start at the beginning
of the file. The count represents the number of bytes of data
that are to be written. If the count is 0 (zero), the WRITE will
succeed and return a count of 0 (zero) subject to permissions
checking. The server may choose to write fewer bytes than
requested by the client.
WRITE操作は、通常のファイルにデータを書くのに使用されます。 目標ファイルは現在のfilehandleによって指定されます。 データが書かれているべきであるところでオフセットはオフセットを指定します。 書いてください。0(ゼロ)のオフセットがそれを指定する、ファイルの始めに始まるべきです。 カウントは書かれていることになっているデータのバイト数を表します。 カウントが0(ゼロ)であるなら、WRITEは許容の照合を条件として0(ゼロ)のカウントを引き継いで、返すでしょう。 サーバは、クライアントによって要求されているより少ないバイトを書くのを選ぶかもしれません。
Part of the write request is a specification of how the write is
to be performed. The client specifies with the stable parameter
the method of how the data is to be processed by the server. If
stable is FILE_SYNC4, the server must commit the data written plus
all file system metadata to stable storage before returning
results. This corresponds to the NFS version 2 protocol
semantics. Any other behavior constitutes a protocol violation.
If stable is DATA_SYNC4, then the server must commit all of the
data to stable storage and enough of the metadata to retrieve the
data before returning. The server implementor is free to
implement DATA_SYNC4 in the same fashion as FILE_SYNC4, but with a
possible performance drop. If stable is UNSTABLE4, the server is
free to commit any part of the data and the metadata to stable
storage, including all or none, before returning a reply to the
client. There is no guarantee whether or when any uncommitted data
will subsequently be committed to stable storage. The only
guarantees made by the server are that it will not destroy any
data without changing the value of verf and that it will not
commit the data and metadata at a level less than that requested
by the client.
書いてください。離れている、書く、要求が仕様である、どのように、実行されることになっているか。 クライアントは安定したパラメタでサーバによってどう処理されるかに関するデータがことであるメソッドを指定します。うまやがFILE_SYNC4であるなら、結果を返す前に、サーバは書かれたデータとすべてのファイルシステムメタデータを安定貯蔵に遂行しなければなりません。 これはNFSバージョン2プロトコル意味論に対応しています。 いかなる他の振舞いもプロトコル違反を構成します。 うまやがDATA_SYNC4であるなら、サーバはメタデータを安定貯蔵へのデータのすべてと戻る前にデータを検索するためには十分遂行しなければなりません。 DATA_がSYNC4であるとFILE_SYNC4と同じファッションで実装しますが、サーバ作成者は可能な性能低下で自由に実装することができます。 うまやがUNSTABLE4であるなら、サーバは無料でデータとメタデータのどんな部分も安定貯蔵に遂行できます、すべてかなにも含んでいなくて、回答をクライアントに返す前に。 保証が全くない、心がけるか、またはどんな未遂のデータも次に、いつ安定貯蔵に心がけるだろうか。 サーバによってされた唯一の保証はverfの値を変えないで少しのデータも無効にしないで、またクライアントによって要求されたそれほどレベルでデータとメタデータを遂行しないということです。
The stateid returned from a previous record lock or share
reservation request is provided as part of the argument. The
stateid is used by the server to verify that the associated lock
is still valid and to update lease timeouts for the client.
stateidが前の記録錠から戻ったか、または議論の一部としてシェア予約の要請を提供します。 stateidはサーバによって使用されて、関連錠がまだ有効であることを確かめて、クライアントのためにリースタイムアウトをアップデートします。
Upon successful completion, the following results are returned.
The count result is the number of bytes of data written to the
file. The server may write fewer bytes than requested. If so, the
actual number of bytes written starting at location, offset, is
returned.
無事終了のときに、以下の結果は返されます。 カウント結果はファイルに書かれたデータのバイト数です。 サーバは要求されているより少ないバイトを書くかもしれません。 そうだとすれば、相殺された位置で始まって、書かれた実際のバイト数は返されます。
The server also returns an indication of the level of commitment
of the data and metadata via committed. If the server committed
all data and metadata to stable storage, committed should be set
to FILE_SYNC4. If the level of commitment was at least as strong
また、サーバは遂行にされるを通してデータとメタデータの委任のレベルのしるしを返します。 サーバがすべてのデータとメタデータを安定貯蔵に遂行するなら、遂行されているのは、FILE_SYNC4へのセットでしょうに。 委任のレベルが少なくとも同じくらい強かったなら
Shepler, et al. Standards Track [Page 167] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[167ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
as DATA_SYNC4, then committed should be set to DATA_SYNC4.
Otherwise, committed must be returned as UNSTABLE4. If stable was
FILE4_SYNC, then committed must also be FILE_SYNC4: anything else
constitutes a protocol violation. If stable was DATA_SYNC4, then
committed may be FILE_SYNC4 or DATA_SYNC4: anything else
constitutes a protocol violation. If stable was UNSTABLE4, then
committed may be either FILE_SYNC4, DATA_SYNC4, or UNSTABLE4.
DATA_SYNC4として、次に、遂行されているのは、DATA_SYNC4へのセットであるべきです。 そうでなく、遂行される、UNSTABLE4として返さなければなりません。 また、うまやがFILE4_SYNCであったなら、遂行されたその時によるFILE_SYNC4でなければなりません: 他の何かがプロトコル違反を構成します。 うまやがDATA_SYNC4であったなら、遂行されているのは、FILE_SYNC4かDATA_SYNC4であるかもしれません: 他の何かがプロトコル違反を構成します。 うまやがUNSTABLE4であったなら、遂行されているのは、FILE_SYNC4、DATA_SYNC4かUNSTABLE4のどちらかであるかもしれません。
The final portion of the result is the write verifier, verf. The
write verifier is a cookie that the client can use to determine
whether the server has changed state between a call to WRITE and a
subsequent call to either WRITE or COMMIT. This cookie must be
consistent during a single instance of the NFS version 4 protocol
service and must be unique between instances of the NFS version 4
protocol server, where uncommitted data may be lost.
結果の最終的な部分がそう、検証、verfに書いてください。 書いてください。検証はクライアントがサーバが呼び出しの間の状態をWRITEとその後の呼び出しに変えたかどうかWRITEかCOMMITのどちらかに決定するのに使用できるクッキーです。 このクッキーは、ただ一つのNFSバージョン4プロトコルサービスのインスタンスの間、一貫していなければならなくて、NFSバージョン4プロトコルサーバのインスタンスの間でユニークであるに違いありません。そこでは、未遂のデータが失われるかもしれません。
If a client writes data to the server with the stable argument set
to UNSTABLE4 and the reply yields a committed response of
DATA_SYNC4 or UNSTABLE4, the client will follow up some time in
the future with a COMMIT operation to synchronize outstanding
asynchronous data and metadata with the server's stable storage,
barring client error. It is possible that due to client crash or
other error that a subsequent COMMIT will not be received by the
server.
クライアントがUNSTABLE4に設定された安定した議論でサーバにデータを書いて、回答がDATA_SYNC4かUNSTABLE4の遂行された応答をもたらすと、クライアントは将来いつか傑出している非同期データとメタデータをサーバの安定貯蔵と同期させるようにCOMMIT操作を追求するでしょう、クライアント誤りを除いて。 クライアントの速成の、または、他の誤りへのその後のCOMMITがそうする支払われるべきものがサーバによって受け取られないのは、可能です。
On success, the current filehandle retains its value.
成功では、現在のfilehandleは値を保有します。
IMPLEMENTATION
実装
It is possible for the server to write fewer than count bytes of
data. In this case, the server should not return an error unless
no data was written at all. If the server writes less than count
bytes, the client should issue another WRITE to write the
remaining data.
サーバに、カウントバイトのデータほど書かないのは可能です。 この場合、データが全く書かれない場合、サーバは誤りを返さないでしょうに。 サーバがカウントバイト以下を書くなら、クライアントは、残っているデータを書くために別のWRITEを発行するべきです。
It is assumed that the act of writing data to a file will cause
the time_modified of the file to be updated. However, the
time_modified of the file should not be changed unless the
contents of the file are changed. Thus, a WRITE request with
count set to 0 should not cause the time_modified of the file to
be updated.
ファイルにデータを書く行為でファイルについて変更された時間_をアップデートすると思われます。 しかしながら、ファイルの中身を変えない場合、ファイルについて変更された時間_を変えるべきではありません。 したがって、0に設定されたカウントによるWRITE要求で、ファイルについて変更された時間_をアップデートするべきではありません。
The definition of stable storage has been historically a point of
contention. The following expected properties of stable storage
may help in resolving design issues in the implementation. Stable
storage is persistent storage that survives:
安定貯蔵の定義は歴史的に、aが主張を指すということです。 安定貯蔵の以下の予想された特性は、実装におけるデザイン問題を解決するのを手伝うかもしれません。 安定貯蔵は生き残る永続的なストレージです:
Shepler, et al. Standards Track [Page 168] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[168ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
1. Repeated power failures.
2. Hardware failures (of any board, power supply, etc.).
3. Repeated software crashes, including reboot cycle.
1. 繰り返された停電。 2. ハードウェアの故障(どんなボード、電源などのも)。 3. リブートサイクルを含んでいて、繰り返されたソフトウェアはダウンします。
This definition does not address failure of the stable storage
module itself.
この定義は安定貯蔵モジュール自体の失敗を扱いません。
The verifier is defined to allow a client to detect different
instances of an NFS version 4 protocol server over which cached,
uncommitted data may be lost. In the most likely case, the
verifier allows the client to detect server reboots. This
information is required so that the client can safely determine
whether the server could have lost cached data. If the server
fails unexpectedly and the client has uncommitted data from
previous WRITE requests (done with the stable argument set to
UNSTABLE4 and in which the result committed was returned as
UNSTABLE4 as well) it may not have flushed cached data to stable
storage. The burden of recovery is on the client and the client
will need to retransmit the data to the server.
検証は、クライアントがキャッシュされて、未遂のデータが失われるかもしれないNFSバージョン4プロトコルサーバの異なったインスタンスを検出するのを許容するために定義されます。 最もありそうな場合では、検証で、クライアントはサーバリブートを検出できます。 この情報が、クライアントが、サーバが損をする場合があったかどうかがデータをキャッシュしたと安全に決心できるくらい必要です。 サーバが不意に失敗して、クライアントに前のWRITE要求(UNSTABLE4に設定された安定した議論でして、遂行された結果がどのであったかまた、UNSTABLE4として返す)からの未遂のデータがあるなら、それはキャッシュされたデータを安定貯蔵に洗い流していないかもしれません。 クライアントの上に回復の負担があります、そして、クライアントはサーバにデータを再送する必要があるでしょう。
A suggested verifier would be to use the time that the server was
booted or the time the server was last started (if restarting the
server without a reboot results in lost buffers).
提案された検証はサーバが起動されていたことの時かサーバが最後に始められた時を費やすことになっているでしょう(再開するなら、リブートのないサーバは無くなっているバッファをもたらします)。
The committed field in the results allows the client to do more
effective caching. If the server is committing all WRITE requests
to stable storage, then it should return with committed set to
FILE_SYNC4, regardless of the value of the stable field in the
arguments. A server that uses an NVRAM accelerator may choose to
implement this policy. The client can use this to increase the
effectiveness of the cache by discarding cached data that has
already been committed on the server.
結果における遂行された分野で、クライアントは、より効果的なキャッシュができます。 サーバがすべてのWRITE要求を安定貯蔵に遂行しているなら、FILE_SYNC4に遂行されたセットとともに帰るべきです、議論における、安定した分野の値にかかわらず。 NVRAMアクセラレータを使用するサーバは、この政策を実施するのを選ぶかもしれません。 クライアントは、サーバで既に遂行されたキャッシュされたデータを捨てることによってキャッシュの有効性を増強するのにこれを使用できます。
Some implementations may return NFS4ERR_NOSPC instead of
NFS4ERR_DQUOT when a user's quota is exceeded.
ユーザの割当てが超えられているとき、いくつかの実装がNFS4ERR_DQUOTの代わりにNFS4ERR_NOSPCを返すかもしれません。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_ACCES
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_BAD_STATEID
NFS4ERR_DELAY
NFS4ERR_DENIED
NFS4ERR_DQUOT
NFS4ERR_EXPIRED
NFS4ERR_FBIG
NFS4ERR_FHEXPIRED
NFS4ERR_GRACE
NFS4ERR_ACCES NFS4ERRの_のBADHANDLE NFS4ERRの_の悪い_STATEID NFS4ERR_遅れNFS4ERR_は、NFS4ERR_DQUOT NFS4ERR_がNFS4ERR_FBIG NFS4ERR_FHEXPIRED NFS4ERR_端麗を吐き出したことを否定しました。
Shepler, et al. Standards Track [Page 169] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[169ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_INVAL
NFS4ERR_IO
NFS4ERR_LEASE_MOVED
NFS4ERR_LOCKED
NFS4ERR_MOVED
NFS4ERR_NOFILEHANDLE
NFS4ERR_NOSPC
NFS4ERR_OLD_STATEID
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_ROFS
NFS4ERR_SERVERFAULT
NFS4ERR_STALE
NFS4ERR_STALE_STATEID
NFS4ERR_WRONGSEC
NFS4ERR_INVAL NFS4ERR_イーオーNFS4ERR_リース_は_の固定NFS4ERR動く_の_古い_STATEID NFS4ERR_リソース_SERVERFAULT NFS4ERR NFS4ERR_NOFILEHANDLE NFS4ERR_NOSPC NFS4ERR NFS4ERR_ROFS NFS4ERR_聞き古したNFS4ERR_聞き古した_NFS4ERR STATEID NFS4ERR_WRONGSECを動かしました。
15. NFS Version 4 Callback Procedures
15. NFSバージョン4コールバック手順
The procedures used for callbacks are defined in the following sections. In the interest of clarity, the terms "client" and "server" refer to NFS clients and servers, despite the fact that for an individual callback RPC, the sense of these terms would be precisely the opposite.
コールバックに用いられた手順は以下のセクションで定義されます。 明快のために、用語「クライアント」と「サーバ」はNFSクライアントとサーバについて言及します、RPC、これらの用語の意味が正確に個々のコールバックのための、正反対であるだろうという事実にもかかわらず。
15.1. Procedure 0: CB_NULL - No Operation
15.1. 手順0: CB_ヌル--操作がありません。
SYNOPSIS
構文
<null>
<のヌル>。
ARGUMENT
議論
void;
空間。
RESULT
結果
void;
空間。
DESCRIPTION
記述
Standard NULL procedure. Void argument, void response. Even
though there is no direct functionality associated with this
procedure, the server will use CB_NULL to confirm the existence of
a path for RPCs from server to client.
標準のNULL手順。 議論、空の応答を欠如させてください。 この手順に関連しているどんなダイレクト機能性もありませんが、サーバは、RPCsのためにサーバからクライアントまで経路の存在を確認するのにCB_NULLを使用するでしょう。
ERRORS
誤り
None.
なし。
Shepler, et al. Standards Track [Page 170] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[170ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
15.2. Procedure 1: CB_COMPOUND - Compound Operations
15.2. 手順1: CB_化合物--合成操作
SYNOPSIS
構文
compoundargs -> compoundres
compoundargs->compoundres
ARGUMENT
議論
enum nfs_cb_opnum4 {
OP_CB_GETATTR = 3,
OP_CB_RECALL = 4 };
enum nfs_は_opnum4をcbします。OP_CB_GETATTRは3、OP_CB_RECALL=4と等しいです。
union nfs_cb_argop4 switch (unsigned argop) {
case OP_CB_GETATTR: CB_GETATTR4args opcbgetattr;
case OP_CB_RECALL: CB_RECALL4args opcbrecall; };
ケースOP_CB_GETATTR: 組合nfs_cb_argop4スイッチ(未署名のargop)CB_GETATTR4args opcbgetattrケースOP_CB_RECALL: (CB_RECALL4args opcbrecall)。
struct CB_COMPOUND4args {
utf8string tag;
uint32_t minorversion;
nfs_cb_argop4 argarray<>; };
utf8stringがタグ付けをする; uint32_t minorversion; nfs_cb_argop4 argarray<>;struct CB_COMPOUND4args。
RESULT
結果
union nfs_cb_resop4 switch (unsigned resop){
case OP_CB_GETATTR: CB_GETATTR4res opcbgetattr;
case OP_CB_RECALL: CB_RECALL4res opcbrecall; };
ケースOP_CB_GETATTR: 組合nfs_cb_resop4スイッチ(未署名のresop)CB_GETATTR4res opcbgetattrケースOP_CB_RECALL: (CB_RECALL4res opcbrecall)。
struct CB_COMPOUND4res {
nfsstat4 status;
utf8string tag;
nfs_cb_resop4 resarray<>; };
struct CB_COMPOUND4res、nfsstat4状態utf8stringタグ; (nfs_cb_resop4 resarray<>)。
DESCRIPTION
記述
The CB_COMPOUND procedure is used to combine one or more of the
callback procedures into a single RPC request. The main callback
RPC program has two main procedures: CB_NULL and CB_COMPOUND. All
other operations use the CB_COMPOUND procedure as a wrapper.
CB_COMPOUND手順は、コールバック手順の1つ以上をただ一つのRPC要求に結合するのに用いられます。 メインコールバックRPCプログラムには、2つの主手続きがあります: CB_ヌルとCB_化合物。 他のすべての操作がラッパーとしてCB_COMPOUND手順を用います。
In the processing of the CB_COMPOUND procedure, the client may
find that it does not have the available resources to execute any
or all of the operations within the CB_COMPOUND sequence. In this
case, the error NFS4ERR_RESOURCE will be returned for the
particular operation within the CB_COMPOUND procedure where the
resource exhaustion occurred. This assumes that all previous
operations within the CB_COMPOUND sequence have been evaluated
successfully.
CB_COMPOUND手順の処理では、クライアントは、CB_COMPOUND系列の中で操作のいずれかすべてを実行するためにそれには利用可能資源がないのがわかるかもしれません。 この場合、特定の操作のためにリソース疲労困憊が起こったCB_COMPOUND手順の中で誤りNFS4ERR_RESOURCEを返すでしょう。 これは、CB_COMPOUND系列の中のすべての古い手術痕が首尾よく評価されたと仮定します。
Shepler, et al. Standards Track [Page 171] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[171ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
Contained within the CB_COMPOUND results is a 'status' field.
This status must be equivalent to the status of the last operation
that was executed within the CB_COMPOUND procedure. Therefore, if
an operation incurred an error then the 'status' value will be the
same error value as is being returned for the operation that
failed.
CB_COMPOUND結果の中に含まれているのは、'状態'分野です。 この状態はCB_COMPOUND手順の中で実行された最後の操作の状態に同等であるに違いありません。 したがって、操作が誤りを被ったなら、'状態'値は同じ誤り値に失敗した操作のために返されているなるでしょう。
IMPLEMENTATION
実装
The CB_COMPOUND procedure is used to combine individual operations
into a single RPC request. The client interprets each of the
operations in turn. If an operation is executed by the client and
the status of that operation is NFS4_OK, then the next operation
in the CB_COMPOUND procedure is executed. The client continues
this process until there are no more operations to be executed or
one of the operations has a status value other than NFS4_OK.
CB_COMPOUND手順は、ただ一つのRPC要求に単独運転を結合するのに用いられます。 クライアントは順番にそれぞれの操作を解釈します。 操作がクライアントによって実行されて、その操作の状態が_OKにNFS4であるなら、CB_COMPOUND手順における次の操作は実行されます。 実行されるためにそれ以上の操作が全くないまで、クライアントがこのプロセスを持続させるか、または操作の1つでNFS4_以外の状態値はOKになります。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_BAD_STATEID
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERRの_の悪い_STATEID NFS4ERR_リソース
15.2.1. Operation 3: CB_GETATTR - Get Attributes
15.2.1. 操作3: CB_GETATTR--属性を得てください。
SYNOPSIS
構文
fh, attrbits -> attrbits, attrvals
fh、attrbits->attrbits、attrvals
ARGUMENT
議論
struct CB_GETATTR4args {
nfs_fh4 fh;
bitmap4 attr_request;
};
struct CB_GETATTR4argsは_fh4 fh(bitmap4 attr_要求)をnfsします。
RESULT
結果
struct CB_GETATTR4resok {
fattr4 obj_attributes;
};
struct CB_GETATTR4resok、fattr4 obj_属性;、。
union CB_GETATTR4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
CB_GETATTR4resok resok4;
default:
void;
};
組合CB_GETATTR4resはケースNFS4_OK: CB_GETATTR4resok resok4デフォルト: (空間)を切り換えます(nfsstat4状態)。
Shepler, et al. Standards Track [Page 172] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[172ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
DESCRIPTION
記述
The CB_GETATTR operation is used to obtain the attributes modified
by an open delegate to allow the server to respond to GETATTR
requests for a file which is the subject of an open delegation.
CB_GETATTR操作は、サーバが開いている委譲の対象であるファイルに関するGETATTR要求に反応するのを許容するオープンな代表によって変更された属性を得るのに使用されます。
If the handle specified is not one for which the client holds a
write open delegation, an NFS4ERR_BADHANDLE error is returned.
指定されたハンドルがクライアントがaを保持するものでないなら、開いている委譲を書いてください、誤りが返されるNFS4ERR_BADHANDLE。
IMPLEMENTATION
実装
The client returns attrbits and the associated attribute values
only for attributes that it may change (change, time_modify,
object_size).
クライアントはそれが変えるかもしれない属性(変化、_が変更する時間、オブジェクト_サイズ)のためだけにattrbitsと関連属性値を返します。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERR_リソース
15.2.2. Operation 4: CB_RECALL - Recall an Open Delegation
15.2.2. 操作4: CB_リコール--開いている委譲を思い出してください。
SYNOPSIS
構文
stateid, truncate, fh -> status
stateid、先端を切る、fh->状態
ARGUMENT
議論
struct CB_RECALL4args {
stateid4 stateid;
bool truncate;
nfs_fh4 fh;
};
struct CB_RECALL4args、stateid4 stateid;、boolに先端を切る、; nfs_fh4 fh;。
RESULT
結果
struct CB_RECALL4res {
nfsstat4 status;
};
struct CB_RECALL4res、nfsstat4状態;、。
DESCRIPTION
記述
The CB_RECALL operation is used to begin the process of recalling
an open delegation and returning it to the server.
CB_RECALL操作は、開いている委譲とそれを返すとサーバとして思い出すプロセスを開始するのに使用されます。
Shepler, et al. Standards Track [Page 173] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[173ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
The truncate flag is used to optimize recall for a file which is
about to be truncated to zero. When it is set, the client is
freed of obligation to propagate modified data for the file to the
server, since this data is irrelevant.
使用される旗に先端を切らせて、ゼロに先端を切られようとしているファイルのためのリコールを最適化してください。 それが設定されるとき、クライアントはファイルのための変更されたデータをサーバに伝播する義務について解放されます、このデータが無関係であるので。
If the handle specified is not one for which the client holds an
open delegation, an NFS4ERR_BADHANDLE error is returned.
指定されたハンドルがクライアントが開いている委譲を保持するものでないなら、NFS4ERR_BADHANDLE誤りは返されます。
If the stateid specified is not one corresponding to an open
delegation for the file specified by the filehandle, an
NFS4ERR_BAD_STATEID is returned.
指定されたstateidが1でないなら、filehandle(_STATEIDが返されるNFS4ERR_BAD)でファイルのための開いている委譲に対応するのは指定しました。
IMPLEMENTATION
実装
The client should reply to the callback immediately. Replying
does not complete the recall. The recall is not complete until
the delegation is returned using a DELEGRETURN.
クライアントはすぐに、コールバックに答えるべきです。 返答はリコールを終了しません。 リコールはDELEGRETURNを使用することで委譲を返すまで完全ではありません。
ERRORS
誤り
NFS4ERR_BADHANDLE
NFS4ERR_BAD_STATEID
NFS4ERR_RESOURCE
NFS4ERR_BADHANDLE NFS4ERRの_の悪い_STATEID NFS4ERR_リソース
16. Security Considerations
16. セキュリティ問題
The major security feature to consider is the authentication of the user making the request of NFS service. Consideration should also be given to the integrity and privacy of this NFS request. These specific issues are discussed as part of the section on "RPC and Security Flavor".
考える主要なセキュリティ機能はNFSサービスの要求をしているユーザの認証です。 また、このNFS要求の保全とプライバシーに対して考慮を払うべきです。 これらの特定の問題は「RPCとセキュリティ風味」のセクションの一部として議論されています。
17. IANA Considerations
17. IANA問題
17.1. Named Attribute Definition
17.1. 属性定義と命名されます。
The NFS version 4 protocol provides for the association of named attributes to files. The name space identifiers for these attributes are defined as string names. The protocol does not define the specific assignment of the name space for these file attributes; the application developer or system vendor is allowed to define the attribute, its semantics, and the associated name. Even though this name space will not be specifically controlled to prevent collisions, the application developer or system vendor is strongly encouraged to provide the name assignment and associated semantics for attributes via an Informational RFC. This will provide for interoperability where common interests exist.
NFSバージョン4プロトコルは命名された属性の協会にファイルに備えます。 これらの属性のための名前スペース識別子はストリング名と定義されます。 プロトコルはこれらのファイル属性のためにスペースという名前の特定の課題を定義しません。 アプリケーション開発者かシステムベンダーが属性、意味論、および関連名前を定義できます。 この名前スペースは衝突を防ぐために明確に制御されないでしょうが、アプリケーション開発者かシステムベンダーがInformational RFCを通して名前課題と関連意味論を属性に提供するよう強く奨励されます。 これは共通の利益が存在するところに相互運用性に備えるでしょう。
Shepler, et al. Standards Track [Page 174] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[174ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
18. RPC definition file
18. RPC定義ファイル
/*
* Copyright (C) The Internet Society (1998,1999,2000).
* All Rights Reserved.
*/
/**Copyright(C)インターネット協会(1998、1999、2000)。 * All rights reserved。 */
/*
* nfs4_prot.x
*
*/
/**nfs4_prot.x**/
%#pragma ident "@(#)nfs4_prot.x 1.97 00/06/12"
00/06/12の「%#pragma ident」@(#)nfs4_prot.x1.97、」
/*
* Basic typedefs for RFC 1832 data type definitions
*/
typedef int int32_t;
typedef unsigned int uint32_t;
typedef hyper int64_t;
typedef unsigned hyper uint64_t;
RFC1832データ型定義*/typedef int int32_tのための/**基本的なtypedefs。 typedefの未署名のint uint32_t。 typedef超-int64_t。 typedefの未署名の超-uint64_t。
/*
* Sizes
*/
const NFS4_FHSIZE = 128;
const NFS4_VERIFIER_SIZE = 8;
/**は*/const NFS4_FHSIZE=128を大きさで分けます。 const NFS4_VERIFIER_SIZE=8。
/*
* File types
*/
enum nfs_ftype4 {
NF4REG = 1, /* Regular File */
NF4DIR = 2, /* Directory */
NF4BLK = 3, /* Special File - block device */
NF4CHR = 4, /* Special File - character device */
NF4LNK = 5, /* Symbolic Link */
NF4SOCK = 6, /* Special File - socket */
NF4FIFO = 7, /* Special File - fifo */
NF4ATTRDIR = 8, /* Attribute Directory */
NF4NAMEDATTR = 9 /* Named Attribute */
};
/**ファイルは*/enum nfs_ftype4をタイプします。NF4REG=1、/*通常のFile*/NF4DIR=2、/*ディレクトリ*/NF4BLK=3、/*特別なFile--ブロックデバイス*/NF4CHR=4、/*特別なFile--キャラクタデバイス*/NF4LNK=5、/*シンボリックなLink*/NF4SOCK=6、/*特別なFile--ソケット*/NF4FIFO=7、/*特別なFile--fifo*/NF4ATTRDIR=8、/*属性ディレクトリ*/NF4NAMEDATTR=9/*は*/とAttributeを命名しました。
/*
* Error status
*/
enum nfsstat4 {
NFS4_OK = 0,
/**エラー状況*/enum nfsstat4、NFS4_OK=0
Shepler, et al. Standards Track [Page 175] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[175ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
NFS4ERR_PERM = 1,
NFS4ERR_NOENT = 2,
NFS4ERR_IO = 5,
NFS4ERR_NXIO = 6,
NFS4ERR_ACCES = 13,
NFS4ERR_EXIST = 17,
NFS4ERR_XDEV = 18,
NFS4ERR_NODEV = 19,
NFS4ERR_NOTDIR = 20,
NFS4ERR_ISDIR = 21,
NFS4ERR_INVAL = 22,
NFS4ERR_FBIG = 27,
NFS4ERR_NOSPC = 28,
NFS4ERR_ROFS = 30,
NFS4ERR_MLINK = 31,
NFS4ERR_NAMETOOLONG = 63,
NFS4ERR_NOTEMPTY = 66,
NFS4ERR_DQUOT = 69,
NFS4ERR_STALE = 70,
NFS4ERR_BADHANDLE = 10001,
NFS4ERR_BAD_COOKIE = 10003,
NFS4ERR_NOTSUPP = 10004,
NFS4ERR_TOOSMALL = 10005,
NFS4ERR_SERVERFAULT = 10006,
NFS4ERR_BADTYPE = 10007,
NFS4ERR_DELAY = 10008,
NFS4ERR_SAME = 10009,/* nverify says attrs same */
NFS4ERR_DENIED = 10010,/* lock unavailable */
NFS4ERR_EXPIRED = 10011,/* lock lease expired */
NFS4ERR_LOCKED = 10012,/* I/O failed due to lock */
NFS4ERR_GRACE = 10013,/* in grace period */
NFS4ERR_FHEXPIRED = 10014,/* file handle expired */
NFS4ERR_SHARE_DENIED = 10015,/* share reserve denied */
NFS4ERR_WRONGSEC = 10016,/* wrong security flavor */
NFS4ERR_CLID_INUSE = 10017,/* clientid in use */
NFS4ERR_RESOURCE = 10018,/* resource exhaustion */
NFS4ERR_MOVED = 10019,/* filesystem relocated */
NFS4ERR_NOFILEHANDLE = 10020,/* current FH is not set */
NFS4ERR_MINOR_VERS_MISMATCH = 10021,/* minor vers not supp */
NFS4ERR_STALE_CLIENTID = 10022,
NFS4ERR_STALE_STATEID = 10023,
NFS4ERR_OLD_STATEID = 10024,
NFS4ERR_BAD_STATEID = 10025,
NFS4ERR_BAD_SEQID = 10026,
NFS4ERR_NOT_SAME = 10027,/* verify - attrs not same */
NFS4ERR_LOCK_RANGE = 10028,
NFS4ERR_SYMLINK = 10029,
NFS4ERR_READDIR_NOSPC = 10030,
NFS4ERR_PERM = 1, NFS4ERR_NOENT = 2, NFS4ERR_IO = 5, NFS4ERR_NXIO = 6, NFS4ERR_ACCES = 13, NFS4ERR_EXIST = 17, NFS4ERR_XDEV = 18, NFS4ERR_NODEV = 19, NFS4ERR_NOTDIR = 20, NFS4ERR_ISDIR = 21, NFS4ERR_INVAL = 22, NFS4ERR_FBIG = 27, NFS4ERR_NOSPC = 28, NFS4ERR_ROFS = 30, NFS4ERR_MLINK = 31, NFS4ERR_NAMETOOLONG = 63, NFS4ERR_NOTEMPTY = 66, NFS4ERR_DQUOT = 69, NFS4ERR_STALE = 70, NFS4ERR_BADHANDLE = 10001, NFS4ERR_BAD_COOKIE = 10003, NFS4ERR_NOTSUPP = 10004, NFS4ERR_TOOSMALL = 10005, NFS4ERR_SERVERFAULT = 10006, NFS4ERR_BADTYPE = 10007, NFS4ERR_DELAY = 10008, NFS4ERR_SAME = 10009,/* nverify says attrs same */ NFS4ERR_DENIED = 10010,/* lock unavailable */ NFS4ERR_EXPIRED = 10011,/* lock lease expired */ NFS4ERR_LOCKED = 10012,/* I/O failed due to lock */ NFS4ERR_GRACE = 10013,/* in grace period */ NFS4ERR_FHEXPIRED = 10014,/* file handle expired */ NFS4ERR_SHARE_DENIED = 10015,/* share reserve denied */ NFS4ERR_WRONGSEC = 10016,/* wrong security flavor */ NFS4ERR_CLID_INUSE = 10017,/* clientid in use */ NFS4ERR_RESOURCE = 10018,/* resource exhaustion */ NFS4ERR_MOVED = 10019,/* filesystem relocated */ NFS4ERR_NOFILEHANDLE = 10020,/* current FH is not set */ NFS4ERR_MINOR_VERS_MISMATCH = 10021,/* minor vers not supp */ NFS4ERR_STALE_CLIENTID = 10022, NFS4ERR_STALE_STATEID = 10023, NFS4ERR_OLD_STATEID = 10024, NFS4ERR_BAD_STATEID = 10025, NFS4ERR_BAD_SEQID = 10026, NFS4ERR_NOT_SAME = 10027,/* verify - attrs not same */ NFS4ERR_LOCK_RANGE = 10028, NFS4ERR_SYMLINK = 10029, NFS4ERR_READDIR_NOSPC = 10030,
Shepler, et al. Standards Track [Page 176] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 176] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
NFS4ERR_LEASE_MOVED = 10031
};
NFS4ERR_LEASE_MOVED = 10031 };
/*
* Basic data types
*/
typedef uint32_t bitmap4<>;
typedef uint64_t offset4;
typedef uint32_t count4;
typedef uint64_t length4;
typedef uint64_t clientid4;
typedef uint64_t stateid4;
typedef uint32_t seqid4;
typedef opaque utf8string<>;
typedef utf8string component4;
typedef component4 pathname4<>;
typedef uint64_t nfs_lockid4;
typedef uint64_t nfs_cookie4;
typedef utf8string linktext4;
typedef opaque sec_oid4<>;
typedef uint32_t qop4;
typedef uint32_t mode4;
typedef uint64_t changeid4;
typedef opaque verifier4[NFS4_VERIFIER_SIZE];
/* * Basic data types */ typedef uint32_t bitmap4<>; typedef uint64_t offset4; typedef uint32_t count4; typedef uint64_t length4; typedef uint64_t clientid4; typedef uint64_t stateid4; typedef uint32_t seqid4; typedef opaque utf8string<>; typedef utf8string component4; typedef component4 pathname4<>; typedef uint64_t nfs_lockid4; typedef uint64_t nfs_cookie4; typedef utf8string linktext4; typedef opaque sec_oid4<>; typedef uint32_t qop4; typedef uint32_t mode4; typedef uint64_t changeid4; typedef opaque verifier4[NFS4_VERIFIER_SIZE];
/*
* Timeval
*/
struct nfstime4 {
int64_t seconds;
uint32_t nseconds;
};
/* * Timeval */ struct nfstime4 { int64_t seconds; uint32_t nseconds; };
enum time_how4 {
SET_TO_SERVER_TIME4 = 0,
SET_TO_CLIENT_TIME4 = 1
};
enum time_how4 { SET_TO_SERVER_TIME4 = 0, SET_TO_CLIENT_TIME4 = 1 };
union settime4 switch (time_how4 set_it) {
case SET_TO_CLIENT_TIME4:
nfstime4 time;
default:
void;
};
union settime4 switch (time_how4 set_it) { case SET_TO_CLIENT_TIME4: nfstime4 time; default: void; };
/*
* File access handle
*/
/* * File access handle */
Shepler, et al. Standards Track [Page 177] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 177] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
typedef opaque nfs_fh4<NFS4_FHSIZE>;
typedef opaque nfs_fh4<NFS4_FHSIZE>;
/*
* File attribute definitions
*/
/* * File attribute definitions */
/*
* FSID structure for major/minor
*/
struct fsid4 {
uint64_t major;
uint64_t minor;
};
/* * FSID structure for major/minor */ struct fsid4 { uint64_t major; uint64_t minor; };
/*
* Filesystem locations attribute for relocation/migration
*/
struct fs_location4 {
utf8string server<>;
pathname4 rootpath;
};
/* * Filesystem locations attribute for relocation/migration */ struct fs_location4 { utf8string server<>; pathname4 rootpath; };
struct fs_locations4 {
pathname4 fs_root;
fs_location4 locations<>;
};
struct fs_locations4 { pathname4 fs_root; fs_location4 locations<>; };
/*
* Various Access Control Entry definitions
*/
/* * Various Access Control Entry definitions */
/*
* Mask that indicates which Access Control Entries are supported.
* Values for the fattr4_aclsupport attribute.
*/
const ACL4_SUPPORT_ALLOW_ACL = 0x00000001;
const ACL4_SUPPORT_DENY_ACL = 0x00000002;
const ACL4_SUPPORT_AUDIT_ACL = 0x00000004;
const ACL4_SUPPORT_ALARM_ACL = 0x00000008;
/* * Mask that indicates which Access Control Entries are supported. * Values for the fattr4_aclsupport attribute. */ const ACL4_SUPPORT_ALLOW_ACL = 0x00000001; const ACL4_SUPPORT_DENY_ACL = 0x00000002; const ACL4_SUPPORT_AUDIT_ACL = 0x00000004; const ACL4_SUPPORT_ALARM_ACL = 0x00000008;
typedef uint32_t acetype4;
typedef uint32_t acetype4;
/*
* acetype4 values, others can be added as needed.
*/
const ACE4_ACCESS_ALLOWED_ACE_TYPE = 0x00000000;
/* * acetype4 values, others can be added as needed. */ const ACE4_ACCESS_ALLOWED_ACE_TYPE = 0x00000000;
Shepler, et al. Standards Track [Page 178] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 178] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
const ACE4_ACCESS_DENIED_ACE_TYPE = 0x00000001; const ACE4_SYSTEM_AUDIT_ACE_TYPE = 0x00000002; const ACE4_SYSTEM_ALARM_ACE_TYPE = 0x00000003;
const ACE4_ACCESS_DENIED_ACE_TYPE = 0x00000001; const ACE4_SYSTEM_AUDIT_ACE_TYPE = 0x00000002; const ACE4_SYSTEM_ALARM_ACE_TYPE = 0x00000003;
/*
* ACE flag
*/
typedef uint32_t aceflag4;
/* * ACE flag */ typedef uint32_t aceflag4;
/*
* ACE flag values
*/
const ACE4_FILE_INHERIT_ACE = 0x00000001;
const ACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACE = 0x00000002;
const ACE4_NO_PROPAGATE_INHERIT_ACE = 0x00000004;
const ACE4_INHERIT_ONLY_ACE = 0x00000008;
const ACE4_SUCCESSFUL_ACCESS_ACE_FLAG = 0x00000010;
const ACE4_FAILED_ACCESS_ACE_FLAG = 0x00000020;
const ACE4_IDENTIFIER_GROUP = 0x00000040;
/* * ACE flag values */ const ACE4_FILE_INHERIT_ACE = 0x00000001; const ACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACE = 0x00000002; const ACE4_NO_PROPAGATE_INHERIT_ACE = 0x00000004; const ACE4_INHERIT_ONLY_ACE = 0x00000008; const ACE4_SUCCESSFUL_ACCESS_ACE_FLAG = 0x00000010; const ACE4_FAILED_ACCESS_ACE_FLAG = 0x00000020; const ACE4_IDENTIFIER_GROUP = 0x00000040;
/*
* ACE mask
*/
typedef uint32_t acemask4;
/* * ACE mask */ typedef uint32_t acemask4;
/*
* ACE mask values
*/
const ACE4_READ_DATA = 0x00000001;
const ACE4_LIST_DIRECTORY = 0x00000001;
const ACE4_WRITE_DATA = 0x00000002;
const ACE4_ADD_FILE = 0x00000002;
const ACE4_APPEND_DATA = 0x00000004;
const ACE4_ADD_SUBDIRECTORY = 0x00000004;
const ACE4_READ_NAMED_ATTRS = 0x00000008;
const ACE4_WRITE_NAMED_ATTRS = 0x00000010;
const ACE4_EXECUTE = 0x00000020;
const ACE4_DELETE_CHILD = 0x00000040;
const ACE4_READ_ATTRIBUTES = 0x00000080;
const ACE4_WRITE_ATTRIBUTES = 0x00000100;
/* * ACE mask values */ const ACE4_READ_DATA = 0x00000001; const ACE4_LIST_DIRECTORY = 0x00000001; const ACE4_WRITE_DATA = 0x00000002; const ACE4_ADD_FILE = 0x00000002; const ACE4_APPEND_DATA = 0x00000004; const ACE4_ADD_SUBDIRECTORY = 0x00000004; const ACE4_READ_NAMED_ATTRS = 0x00000008; const ACE4_WRITE_NAMED_ATTRS = 0x00000010; const ACE4_EXECUTE = 0x00000020; const ACE4_DELETE_CHILD = 0x00000040; const ACE4_READ_ATTRIBUTES = 0x00000080; const ACE4_WRITE_ATTRIBUTES = 0x00000100;
const ACE4_DELETE = 0x00010000; const ACE4_READ_ACL = 0x00020000; const ACE4_WRITE_ACL = 0x00040000; const ACE4_WRITE_OWNER = 0x00080000; const ACE4_SYNCHRONIZE = 0x00100000;
const ACE4_DELETE = 0x00010000; const ACE4_READ_ACL = 0x00020000; const ACE4_WRITE_ACL = 0x00040000; const ACE4_WRITE_OWNER = 0x00080000; const ACE4_SYNCHRONIZE = 0x00100000;
Shepler, et al. Standards Track [Page 179] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 179] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
/*
* ACE4_GENERIC_READ -- defined as combination of
* ACE4_READ_ACL |
* ACE4_READ_DATA |
* ACE4_READ_ATTRIBUTES |
* ACE4_SYNCHRONIZE
*/
/* * ACE4_GENERIC_READ -- defined as combination of * ACE4_READ_ACL | * ACE4_READ_DATA | * ACE4_READ_ATTRIBUTES | * ACE4_SYNCHRONIZE */
const ACE4_GENERIC_READ = 0x00120081;
const ACE4_GENERIC_READ = 0x00120081;
/*
* ACE4_GENERIC_WRITE -- defined as combination of
* ACE4_READ_ACL |
* ACE4_WRITE_DATA |
* ACE4_WRITE_ATTRIBUTES |
* ACE4_WRITE_ACL |
* ACE4_APPEND_DATA |
* ACE4_SYNCHRONIZE
*/
/* * ACE4_GENERIC_WRITE -- defined as combination of * ACE4_READ_ACL | * ACE4_WRITE_DATA | * ACE4_WRITE_ATTRIBUTES | * ACE4_WRITE_ACL | * ACE4_APPEND_DATA | * ACE4_SYNCHRONIZE */
const ACE4_GENERIC_WRITE = 0x00160106;
const ACE4_GENERIC_WRITE = 0x00160106;
/*
* ACE4_GENERIC_EXECUTE -- defined as combination of
* ACE4_READ_ACL
* ACE4_READ_ATTRIBUTES
* ACE4_EXECUTE
* ACE4_SYNCHRONIZE
*/
const ACE4_GENERIC_EXECUTE = 0x001200A0;
/* * ACE4_GENERIC_EXECUTE -- defined as combination of * ACE4_READ_ACL * ACE4_READ_ATTRIBUTES * ACE4_EXECUTE * ACE4_SYNCHRONIZE */ const ACE4_GENERIC_EXECUTE = 0x001200A0;
/*
* Access Control Entry definition
*/
struct nfsace4 {
acetype4 type;
aceflag4 flag;
acemask4 access_mask;
utf8string who;
};
/* * Access Control Entry definition */ struct nfsace4 { acetype4 type; aceflag4 flag; acemask4 access_mask; utf8string who; };
/*
* Special data/attribute associated with
* file types NF4BLK and NF4CHR.
*/
struct specdata4 {
/* * Special data/attribute associated with * file types NF4BLK and NF4CHR. */ struct specdata4 {
Shepler, et al. Standards Track [Page 180] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 180] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
uint32_t specdata1;
uint32_t specdata2;
};
uint32_t specdata1; uint32_t specdata2; };
/*
* Values for fattr4_fh_expire_type
*/
const FH4_PERSISTENT = 0x00000000;
const FH4_NOEXPIRE_WITH_OPEN = 0x00000001;
const FH4_VOLATILE_ANY = 0x00000002;
const FH4_VOL_MIGRATION = 0x00000004;
const FH4_VOL_RENAME = 0x00000008;
/* * Values for fattr4_fh_expire_type */ const FH4_PERSISTENT = 0x00000000; const FH4_NOEXPIRE_WITH_OPEN = 0x00000001; const FH4_VOLATILE_ANY = 0x00000002; const FH4_VOL_MIGRATION = 0x00000004; const FH4_VOL_RENAME = 0x00000008;
typedef bitmap4 fattr4_supported_attrs; typedef nfs_ftype4 fattr4_type; typedef uint32_t fattr4_fh_expire_type; typedef changeid4 fattr4_change; typedef uint64_t fattr4_size; typedef bool fattr4_link_support; typedef bool fattr4_symlink_support; typedef bool fattr4_named_attr; typedef fsid4 fattr4_fsid; typedef bool fattr4_unique_handles; typedef uint32_t fattr4_lease_time; typedef nfsstat4 fattr4_rdattr_error;
typedef bitmap4 fattr4_supported_attrs; typedef nfs_ftype4 fattr4_type; typedef uint32_t fattr4_fh_expire_type; typedef changeid4 fattr4_change; typedef uint64_t fattr4_size; typedef bool fattr4_link_support; typedef bool fattr4_symlink_support; typedef bool fattr4_named_attr; typedef fsid4 fattr4_fsid; typedef bool fattr4_unique_handles; typedef uint32_t fattr4_lease_time; typedef nfsstat4 fattr4_rdattr_error;
typedef nfsace4 fattr4_acl<>; typedef uint32_t fattr4_aclsupport; typedef bool fattr4_archive; typedef bool fattr4_cansettime; typedef bool fattr4_case_insensitive; typedef bool fattr4_case_preserving; typedef bool fattr4_chown_restricted; typedef uint64_t fattr4_fileid; typedef uint64_t fattr4_files_avail; typedef nfs_fh4 fattr4_filehandle; typedef uint64_t fattr4_files_free; typedef uint64_t fattr4_files_total; typedef fs_locations4 fattr4_fs_locations; typedef bool fattr4_hidden; typedef bool fattr4_homogeneous; typedef uint64_t fattr4_maxfilesize; typedef uint32_t fattr4_maxlink; typedef uint32_t fattr4_maxname; typedef uint64_t fattr4_maxread; typedef uint64_t fattr4_maxwrite; typedef utf8string fattr4_mimetype;
typedef nfsace4 fattr4_acl<>; typedef uint32_t fattr4_aclsupport; typedef bool fattr4_archive; typedef bool fattr4_cansettime; typedef bool fattr4_case_insensitive; typedef bool fattr4_case_preserving; typedef bool fattr4_chown_restricted; typedef uint64_t fattr4_fileid; typedef uint64_t fattr4_files_avail; typedef nfs_fh4 fattr4_filehandle; typedef uint64_t fattr4_files_free; typedef uint64_t fattr4_files_total; typedef fs_locations4 fattr4_fs_locations; typedef bool fattr4_hidden; typedef bool fattr4_homogeneous; typedef uint64_t fattr4_maxfilesize; typedef uint32_t fattr4_maxlink; typedef uint32_t fattr4_maxname; typedef uint64_t fattr4_maxread; typedef uint64_t fattr4_maxwrite; typedef utf8string fattr4_mimetype;
Shepler, et al. Standards Track [Page 181] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 181] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
typedef mode4 fattr4_mode; typedef bool fattr4_no_trunc; typedef uint32_t fattr4_numlinks; typedef utf8string fattr4_owner; typedef utf8string fattr4_owner_group; typedef uint64_t fattr4_quota_avail_hard; typedef uint64_t fattr4_quota_avail_soft; typedef uint64_t fattr4_quota_used; typedef specdata4 fattr4_rawdev; typedef uint64_t fattr4_space_avail; typedef uint64_t fattr4_space_free; typedef uint64_t fattr4_space_total; typedef uint64_t fattr4_space_used; typedef bool fattr4_system; typedef nfstime4 fattr4_time_access; typedef settime4 fattr4_time_access_set; typedef nfstime4 fattr4_time_backup; typedef nfstime4 fattr4_time_create; typedef nfstime4 fattr4_time_delta; typedef nfstime4 fattr4_time_metadata; typedef nfstime4 fattr4_time_modify; typedef settime4 fattr4_time_modify_set;
typedef mode4 fattr4_mode; typedef bool fattr4_no_trunc; typedef uint32_t fattr4_numlinks; typedef utf8string fattr4_owner; typedef utf8string fattr4_owner_group; typedef uint64_t fattr4_quota_avail_hard; typedef uint64_t fattr4_quota_avail_soft; typedef uint64_t fattr4_quota_used; typedef specdata4 fattr4_rawdev; typedef uint64_t fattr4_space_avail; typedef uint64_t fattr4_space_free; typedef uint64_t fattr4_space_total; typedef uint64_t fattr4_space_used; typedef bool fattr4_system; typedef nfstime4 fattr4_time_access; typedef settime4 fattr4_time_access_set; typedef nfstime4 fattr4_time_backup; typedef nfstime4 fattr4_time_create; typedef nfstime4 fattr4_time_delta; typedef nfstime4 fattr4_time_metadata; typedef nfstime4 fattr4_time_modify; typedef settime4 fattr4_time_modify_set;
/*
* Mandatory Attributes
*/
const FATTR4_SUPPORTED_ATTRS = 0;
const FATTR4_TYPE = 1;
const FATTR4_FH_EXPIRE_TYPE = 2;
const FATTR4_CHANGE = 3;
const FATTR4_SIZE = 4;
const FATTR4_LINK_SUPPORT = 5;
const FATTR4_SYMLINK_SUPPORT = 6;
const FATTR4_NAMED_ATTR = 7;
const FATTR4_FSID = 8;
const FATTR4_UNIQUE_HANDLES = 9;
const FATTR4_LEASE_TIME = 10;
const FATTR4_RDATTR_ERROR = 11;
/* * Mandatory Attributes */ const FATTR4_SUPPORTED_ATTRS = 0; const FATTR4_TYPE = 1; const FATTR4_FH_EXPIRE_TYPE = 2; const FATTR4_CHANGE = 3; const FATTR4_SIZE = 4; const FATTR4_LINK_SUPPORT = 5; const FATTR4_SYMLINK_SUPPORT = 6; const FATTR4_NAMED_ATTR = 7; const FATTR4_FSID = 8; const FATTR4_UNIQUE_HANDLES = 9; const FATTR4_LEASE_TIME = 10; const FATTR4_RDATTR_ERROR = 11;
/*
* Recommended Attributes
*/
const FATTR4_ACL = 12;
const FATTR4_ACLSUPPORT = 13;
const FATTR4_ARCHIVE = 14;
const FATTR4_CANSETTIME = 15;
const FATTR4_CASE_INSENSITIVE = 16;
/* * Recommended Attributes */ const FATTR4_ACL = 12; const FATTR4_ACLSUPPORT = 13; const FATTR4_ARCHIVE = 14; const FATTR4_CANSETTIME = 15; const FATTR4_CASE_INSENSITIVE = 16;
Shepler, et al. Standards Track [Page 182] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 182] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
const FATTR4_CASE_PRESERVING = 17; const FATTR4_CHOWN_RESTRICTED = 18; const FATTR4_FILEHANDLE = 19; const FATTR4_FILEID = 20; const FATTR4_FILES_AVAIL = 21; const FATTR4_FILES_FREE = 22; const FATTR4_FILES_TOTAL = 23; const FATTR4_FS_LOCATIONS = 24; const FATTR4_HIDDEN = 25; const FATTR4_HOMOGENEOUS = 26; const FATTR4_MAXFILESIZE = 27; const FATTR4_MAXLINK = 28; const FATTR4_MAXNAME = 29; const FATTR4_MAXREAD = 30; const FATTR4_MAXWRITE = 31; const FATTR4_MIMETYPE = 32; const FATTR4_MODE = 33; const FATTR4_NO_TRUNC = 34; const FATTR4_NUMLINKS = 35; const FATTR4_OWNER = 36; const FATTR4_OWNER_GROUP = 37; const FATTR4_QUOTA_AVAIL_HARD = 38; const FATTR4_QUOTA_AVAIL_SOFT = 39; const FATTR4_QUOTA_USED = 40; const FATTR4_RAWDEV = 41; const FATTR4_SPACE_AVAIL = 42; const FATTR4_SPACE_FREE = 43; const FATTR4_SPACE_TOTAL = 44; const FATTR4_SPACE_USED = 45; const FATTR4_SYSTEM = 46; const FATTR4_TIME_ACCESS = 47; const FATTR4_TIME_ACCESS_SET = 48; const FATTR4_TIME_BACKUP = 49; const FATTR4_TIME_CREATE = 50; const FATTR4_TIME_DELTA = 51; const FATTR4_TIME_METADATA = 52; const FATTR4_TIME_MODIFY = 53; const FATTR4_TIME_MODIFY_SET = 54;
const FATTR4_CASE_PRESERVING = 17; const FATTR4_CHOWN_RESTRICTED = 18; const FATTR4_FILEHANDLE = 19; const FATTR4_FILEID = 20; const FATTR4_FILES_AVAIL = 21; const FATTR4_FILES_FREE = 22; const FATTR4_FILES_TOTAL = 23; const FATTR4_FS_LOCATIONS = 24; const FATTR4_HIDDEN = 25; const FATTR4_HOMOGENEOUS = 26; const FATTR4_MAXFILESIZE = 27; const FATTR4_MAXLINK = 28; const FATTR4_MAXNAME = 29; const FATTR4_MAXREAD = 30; const FATTR4_MAXWRITE = 31; const FATTR4_MIMETYPE = 32; const FATTR4_MODE = 33; const FATTR4_NO_TRUNC = 34; const FATTR4_NUMLINKS = 35; const FATTR4_OWNER = 36; const FATTR4_OWNER_GROUP = 37; const FATTR4_QUOTA_AVAIL_HARD = 38; const FATTR4_QUOTA_AVAIL_SOFT = 39; const FATTR4_QUOTA_USED = 40; const FATTR4_RAWDEV = 41; const FATTR4_SPACE_AVAIL = 42; const FATTR4_SPACE_FREE = 43; const FATTR4_SPACE_TOTAL = 44; const FATTR4_SPACE_USED = 45; const FATTR4_SYSTEM = 46; const FATTR4_TIME_ACCESS = 47; const FATTR4_TIME_ACCESS_SET = 48; const FATTR4_TIME_BACKUP = 49; const FATTR4_TIME_CREATE = 50; const FATTR4_TIME_DELTA = 51; const FATTR4_TIME_METADATA = 52; const FATTR4_TIME_MODIFY = 53; const FATTR4_TIME_MODIFY_SET = 54;
typedef opaque attrlist4<>;
typedef opaque attrlist4<>;
/*
* File attribute container
*/
struct fattr4 {
bitmap4 attrmask;
attrlist4 attr_vals;
/* * File attribute container */ struct fattr4 { bitmap4 attrmask; attrlist4 attr_vals;
Shepler, et al. Standards Track [Page 183] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 183] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
};
};
/*
* Change info for the client
*/
struct change_info4 {
bool atomic;
changeid4 before;
changeid4 after;
};
/* * Change info for the client */ struct change_info4 { bool atomic; changeid4 before; changeid4 after; };
struct clientaddr4 {
/* see struct rpcb in RFC 1833 */
string r_netid<>; /* network id */
string r_addr<>; /* universal address */
};
struct clientaddr4 { /* see struct rpcb in RFC 1833 */ string r_netid<>; /* network id */ string r_addr<>; /* universal address */ };
/*
* Callback program info as provided by the client
*/
struct cb_client4 {
unsigned int cb_program;
clientaddr4 cb_location;
};
/* * Callback program info as provided by the client */ struct cb_client4 { unsigned int cb_program; clientaddr4 cb_location; };
/*
* Client ID
*/
struct nfs_client_id4 {
verifier4 verifier;
opaque id<>;
};
/* * Client ID */ struct nfs_client_id4 { verifier4 verifier; opaque id<>; };
struct nfs_lockowner4 {
clientid4 clientid;
opaque owner<>;
};
struct nfs_lockowner4 { clientid4 clientid; opaque owner<>; };
enum nfs_lock_type4 {
READ_LT = 1,
WRITE_LT = 2,
READW_LT = 3, /* blocking read */
WRITEW_LT = 4 /* blocking write */
};
enum nfs_lock_type4 { READ_LT = 1, WRITE_LT = 2, READW_LT = 3, /* blocking read */ WRITEW_LT = 4 /* blocking write */ };
/*
* ACCESS: Check access permission
*/
/* * ACCESS: Check access permission */
Shepler, et al. Standards Track [Page 184] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 184] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
const ACCESS4_READ = 0x00000001; const ACCESS4_LOOKUP = 0x00000002; const ACCESS4_MODIFY = 0x00000004; const ACCESS4_EXTEND = 0x00000008; const ACCESS4_DELETE = 0x00000010; const ACCESS4_EXECUTE = 0x00000020;
const ACCESS4_READ = 0x00000001; const ACCESS4_LOOKUP = 0x00000002; const ACCESS4_MODIFY = 0x00000004; const ACCESS4_EXTEND = 0x00000008; const ACCESS4_DELETE = 0x00000010; const ACCESS4_EXECUTE = 0x00000020;
struct ACCESS4args {
/* CURRENT_FH: object */
uint32_t access;
};
struct ACCESS4args { /* CURRENT_FH: object */ uint32_t access; };
struct ACCESS4resok {
uint32_t supported;
uint32_t access;
};
struct ACCESS4resok { uint32_t supported; uint32_t access; };
union ACCESS4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
ACCESS4resok resok4;
default:
void;
};
union ACCESS4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: ACCESS4resok resok4; default: void; };
/*
* CLOSE: Close a file and release share locks
*/
struct CLOSE4args {
/* CURRENT_FH: object */
seqid4 seqid;
stateid4 stateid;
};
/* * CLOSE: Close a file and release share locks */ struct CLOSE4args { /* CURRENT_FH: object */ seqid4 seqid; stateid4 stateid; };
union CLOSE4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
stateid4 stateid;
default:
void;
};
union CLOSE4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: stateid4 stateid; default: void; };
/*
* COMMIT: Commit cached data on server to stable storage
*/
struct COMMIT4args {
/* CURRENT_FH: file */
offset4 offset;
count4 count;
};
/* * COMMIT: Commit cached data on server to stable storage */ struct COMMIT4args { /* CURRENT_FH: file */ offset4 offset; count4 count; };
Shepler, et al. Standards Track [Page 185] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 185] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
struct COMMIT4resok {
verifier4 writeverf;
};
struct COMMIT4resok { verifier4 writeverf; };
union COMMIT4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
COMMIT4resok resok4;
default:
void;
};
union COMMIT4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: COMMIT4resok resok4; default: void; };
/*
* CREATE: Create a file
*/
union createtype4 switch (nfs_ftype4 type) {
case NF4LNK:
linktext4 linkdata;
case NF4BLK:
case NF4CHR:
specdata4 devdata;
case NF4SOCK:
case NF4FIFO:
case NF4DIR:
void;
};
/* * CREATE: Create a file */ union createtype4 switch (nfs_ftype4 type) { case NF4LNK: linktext4 linkdata; case NF4BLK: case NF4CHR: specdata4 devdata; case NF4SOCK: case NF4FIFO: case NF4DIR: void; };
struct CREATE4args {
/* CURRENT_FH: directory for creation */
component4 objname;
createtype4 objtype;
};
struct CREATE4args { /* CURRENT_FH: directory for creation */ component4 objname; createtype4 objtype; };
struct CREATE4resok {
change_info4 cinfo;
};
struct CREATE4resok { change_info4 cinfo; };
union CREATE4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
CREATE4resok resok4;
default:
void;
};
union CREATE4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: CREATE4resok resok4; default: void; };
/*
* DELEGPURGE: Purge Delegations Awaiting Recovery
*/
struct DELEGPURGE4args {
/* * DELEGPURGE: Purge Delegations Awaiting Recovery */ struct DELEGPURGE4args {
Shepler, et al. Standards Track [Page 186] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 186] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
clientid4 clientid;
};
clientid4 clientid; };
struct DELEGPURGE4res {
nfsstat4 status;
};
struct DELEGPURGE4res { nfsstat4 status; };
/*
* DELEGRETURN: Return a delegation
*/
struct DELEGRETURN4args {
stateid4 stateid;
};
/* * DELEGRETURN: Return a delegation */ struct DELEGRETURN4args { stateid4 stateid; };
struct DELEGRETURN4res {
nfsstat4 status;
};
struct DELEGRETURN4res { nfsstat4 status; };
/*
* GETATTR: Get file attributes
*/
struct GETATTR4args {
/* CURRENT_FH: directory or file */
bitmap4 attr_request;
};
/* * GETATTR: Get file attributes */ struct GETATTR4args { /* CURRENT_FH: directory or file */ bitmap4 attr_request; };
struct GETATTR4resok {
fattr4 obj_attributes;
};
struct GETATTR4resok { fattr4 obj_attributes; };
union GETATTR4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
GETATTR4resok resok4;
default:
void;
};
union GETATTR4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: GETATTR4resok resok4; default: void; };
/*
* GETFH: Get current filehandle
*/
struct GETFH4resok {
nfs_fh4 object;
};
/* * GETFH: Get current filehandle */ struct GETFH4resok { nfs_fh4 object; };
union GETFH4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
GETFH4resok resok4;
default:
union GETFH4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: GETFH4resok resok4; default:
Shepler, et al. Standards Track [Page 187] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 187] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
void;
};
void; };
/*
* LINK: Create link to an object
*/
struct LINK4args {
/* SAVED_FH: source object */
/* CURRENT_FH: target directory */
component4 newname;
};
/* * LINK: Create link to an object */ struct LINK4args { /* SAVED_FH: source object */ /* CURRENT_FH: target directory */ component4 newname; };
struct LINK4resok {
change_info4 cinfo;
};
struct LINK4resok { change_info4 cinfo; };
union LINK4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
LINK4resok resok4;
default:
void;
};
union LINK4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: LINK4resok resok4; default: void; };
/*
* LOCK/LOCKT/LOCKU: Record lock management
*/
struct LOCK4args {
/* CURRENT_FH: file */
nfs_lock_type4 locktype;
seqid4 seqid;
bool reclaim;
stateid4 stateid;
offset4 offset;
length4 length;
};
/* * LOCK/LOCKT/LOCKU: Record lock management */ struct LOCK4args { /* CURRENT_FH: file */ nfs_lock_type4 locktype; seqid4 seqid; bool reclaim; stateid4 stateid; offset4 offset; length4 length; };
struct LOCK4denied {
nfs_lockowner4 owner;
offset4 offset;
length4 length;
};
struct LOCK4denied { nfs_lockowner4 owner; offset4 offset; length4 length; };
union LOCK4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
stateid4 stateid;
case NFS4ERR_DENIED:
LOCK4denied denied;
default:
union LOCK4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: stateid4 stateid; case NFS4ERR_DENIED: LOCK4denied denied; default:
Shepler, et al. Standards Track [Page 188] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 188] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
void;
};
void; };
struct LOCKT4args {
/* CURRENT_FH: file */
nfs_lock_type4 locktype;
nfs_lockowner4 owner;
offset4 offset;
length4 length;
};
struct LOCKT4args { /* CURRENT_FH: file */ nfs_lock_type4 locktype; nfs_lockowner4 owner; offset4 offset; length4 length; };
union LOCKT4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4ERR_DENIED:
LOCK4denied denied;
case NFS4_OK:
void;
default:
void;
};
union LOCKT4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4ERR_DENIED: LOCK4denied denied; case NFS4_OK: void; default: void; };
struct LOCKU4args {
/* CURRENT_FH: file */
nfs_lock_type4 locktype;
seqid4 seqid;
stateid4 stateid;
offset4 offset;
length4 length;
};
struct LOCKU4args { /* CURRENT_FH: file */ nfs_lock_type4 locktype; seqid4 seqid; stateid4 stateid; offset4 offset; length4 length; };
union LOCKU4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
stateid4 stateid;
default:
void;
};
union LOCKU4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: stateid4 stateid; default: void; };
/*
* LOOKUP: Lookup filename
*/
struct LOOKUP4args {
/* CURRENT_FH: directory */
pathname4 path;
};
/* * LOOKUP: Lookup filename */ struct LOOKUP4args { /* CURRENT_FH: directory */ pathname4 path; };
struct LOOKUP4res {
/* CURRENT_FH: object */
nfsstat4 status;
};
struct LOOKUP4res { /* CURRENT_FH: object */ nfsstat4 status; };
Shepler, et al. Standards Track [Page 189] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 189] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
/*
* LOOKUPP: Lookup parent directory
*/
struct LOOKUPP4res {
/* CURRENT_FH: directory */
nfsstat4 status;
};
/* * LOOKUPP: Lookup parent directory */ struct LOOKUPP4res { /* CURRENT_FH: directory */ nfsstat4 status; };
/*
* NVERIFY: Verify attributes different
*/
struct NVERIFY4args {
/* CURRENT_FH: object */
fattr4 obj_attributes;
};
/* * NVERIFY: Verify attributes different */ struct NVERIFY4args { /* CURRENT_FH: object */ fattr4 obj_attributes; };
struct NVERIFY4res {
nfsstat4 status;
};
struct NVERIFY4res { nfsstat4 status; };
/*
* Various definitions for OPEN
*/
enum createmode4 {
UNCHECKED4 = 0,
GUARDED4 = 1,
EXCLUSIVE4 = 2
};
/* * Various definitions for OPEN */ enum createmode4 { UNCHECKED4 = 0, GUARDED4 = 1, EXCLUSIVE4 = 2 };
union createhow4 switch (createmode4 mode) {
case UNCHECKED4:
case GUARDED4:
fattr4 createattrs;
case EXCLUSIVE4:
verifier4 createverf;
};
union createhow4 switch (createmode4 mode) { case UNCHECKED4: case GUARDED4: fattr4 createattrs; case EXCLUSIVE4: verifier4 createverf; };
enum opentype4 {
OPEN4_NOCREATE = 0,
OPEN4_CREATE = 1
};
enum opentype4 { OPEN4_NOCREATE = 0, OPEN4_CREATE = 1 };
union openflag4 switch (opentype4 opentype) {
case OPEN4_CREATE:
createhow4 how;
default:
void;
};
union openflag4 switch (opentype4 opentype) { case OPEN4_CREATE: createhow4 how; default: void; };
Shepler, et al. Standards Track [Page 190] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 190] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
/* Next definitions used for OPEN delegation */
enum limit_by4 {
NFS_LIMIT_SIZE = 1,
NFS_LIMIT_BLOCKS = 2
/* others as needed */
};
/* Next definitions used for OPEN delegation */ enum limit_by4 { NFS_LIMIT_SIZE = 1, NFS_LIMIT_BLOCKS = 2 /* others as needed */ };
struct nfs_modified_limit4 {
uint32_t num_blocks;
uint32_t bytes_per_block;
};
struct nfs_modified_limit4 { uint32_t num_blocks; uint32_t bytes_per_block; };
union nfs_space_limit4 switch (limit_by4 limitby) {
/* limit specified as file size */
case NFS_LIMIT_SIZE:
uint64_t filesize;
/* limit specified by number of blocks */
case NFS_LIMIT_BLOCKS:
nfs_modified_limit4 mod_blocks;
} ;
union nfs_space_limit4 switch (limit_by4 limitby) { /* limit specified as file size */ case NFS_LIMIT_SIZE: uint64_t filesize; /* limit specified by number of blocks */ case NFS_LIMIT_BLOCKS: nfs_modified_limit4 mod_blocks; } ;
/*
* Share Access and Deny constants for open argument
*/
const OPEN4_SHARE_ACCESS_READ = 0x00000001;
const OPEN4_SHARE_ACCESS_WRITE = 0x00000002;
const OPEN4_SHARE_ACCESS_BOTH = 0x00000003;
/* * Share Access and Deny constants for open argument */ const OPEN4_SHARE_ACCESS_READ = 0x00000001; const OPEN4_SHARE_ACCESS_WRITE = 0x00000002; const OPEN4_SHARE_ACCESS_BOTH = 0x00000003;
const OPEN4_SHARE_DENY_NONE = 0x00000000; const OPEN4_SHARE_DENY_READ = 0x00000001; const OPEN4_SHARE_DENY_WRITE = 0x00000002; const OPEN4_SHARE_DENY_BOTH = 0x00000003;
const OPEN4_SHARE_DENY_NONE = 0x00000000; const OPEN4_SHARE_DENY_READ = 0x00000001; const OPEN4_SHARE_DENY_WRITE = 0x00000002; const OPEN4_SHARE_DENY_BOTH = 0x00000003;
enum open_delegation_type4 {
OPEN_DELEGATE_NONE = 0,
OPEN_DELEGATE_READ = 1,
OPEN_DELEGATE_WRITE = 2
};
enum open_delegation_type4 { OPEN_DELEGATE_NONE = 0, OPEN_DELEGATE_READ = 1, OPEN_DELEGATE_WRITE = 2 };
enum open_claim_type4 {
CLAIM_NULL = 0,
CLAIM_PREVIOUS = 1,
CLAIM_DELEGATE_CUR = 2,
CLAIM_DELEGATE_PREV = 3
};
enum open_claim_type4 { CLAIM_NULL = 0, CLAIM_PREVIOUS = 1, CLAIM_DELEGATE_CUR = 2, CLAIM_DELEGATE_PREV = 3 };
struct open_claim_delegate_cur4 {
pathname4 file;
struct open_claim_delegate_cur4 { pathname4 file;
Shepler, et al. Standards Track [Page 191] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 191] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
stateid4 delegate_stateid;
};
stateid4 delegate_stateid; };
union open_claim4 switch (open_claim_type4 claim) {
/*
* No special rights to file. Ordinary OPEN of the specified file.
*/
case CLAIM_NULL:
/* CURRENT_FH: directory */
pathname4 file;
union open_claim4 switch (open_claim_type4 claim) { /* * No special rights to file. Ordinary OPEN of the specified file. */ case CLAIM_NULL: /* CURRENT_FH: directory */ pathname4 file;
/*
* Right to the file established by an open previous to server
* reboot. File identified by filehandle obtained at that time
* rather than by name.
*/
/* * Right to the file established by an open previous to server * reboot. File identified by filehandle obtained at that time * rather than by name. */
case CLAIM_PREVIOUS:
/* CURRENT_FH: file being reclaimed */
uint32_t delegate_type;
case CLAIM_PREVIOUS: /* CURRENT_FH: file being reclaimed */ uint32_t delegate_type;
/*
* Right to file based on a delegation granted by the server.
* File is specified by name.
*/
case CLAIM_DELEGATE_CUR:
/* CURRENT_FH: directory */
open_claim_delegate_cur4 delegate_cur_info;
/* * Right to file based on a delegation granted by the server. * File is specified by name. */ case CLAIM_DELEGATE_CUR: /* CURRENT_FH: directory */ open_claim_delegate_cur4 delegate_cur_info;
/* Right to file based on a delegation granted to a previous boot
* instance of the client. File is specified by name.
*/
case CLAIM_DELEGATE_PREV:
/* CURRENT_FH: directory */
pathname4 file_delegate_prev;
};
/* Right to file based on a delegation granted to a previous boot * instance of the client. File is specified by name. */ case CLAIM_DELEGATE_PREV: /* CURRENT_FH: directory */ pathname4 file_delegate_prev; };
/*
* OPEN: Open a file, potentially receiving an open delegation
*/
struct OPEN4args {
open_claim4 claim;
openflag4 openhow;
nfs_lockowner4 owner;
seqid4 seqid;
uint32_t share_access;
uint32_t share_deny;
};
/* * OPEN: Open a file, potentially receiving an open delegation */ struct OPEN4args { open_claim4 claim; openflag4 openhow; nfs_lockowner4 owner; seqid4 seqid; uint32_t share_access; uint32_t share_deny; };
Shepler, et al. Standards Track [Page 192] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 192] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
struct open_read_delegation4 {
stateid4 stateid; /* Stateid for delegation*/
bool recall; /* Pre-recalled flag for
delegations obtained
by reclaim
(CLAIM_PREVIOUS) */
nfsace4 permissions; /* Defines users who don't
need an ACCESS call to
open for read */
};
struct open_read_delegation4 { stateid4 stateid; /* Stateid for delegation*/ bool recall; /* Pre-recalled flag for delegations obtained by reclaim (CLAIM_PREVIOUS) */ nfsace4 permissions; /* Defines users who don't need an ACCESS call to open for read */ };
struct open_write_delegation4 {
stateid4 stateid; /* Stateid for delegation */
bool recall; /* Pre-recalled flag for
delegations obtained
by reclaim
(CLAIM_PREVIOUS) */
nfs_space_limit4 space_limit; /* Defines condition that
the client must check to
determine whether the
file needs to be flushed
to the server on close.
*/
nfsace4 permissions; /* Defines users who don't
need an ACCESS call as
part of a delegated
open. */
};
struct open_write_delegation4 { stateid4 stateid; /* Stateid for delegation */ bool recall; /* Pre-recalled flag for delegations obtained by reclaim (CLAIM_PREVIOUS) */ nfs_space_limit4 space_limit; /* Defines condition that the client must check to determine whether the file needs to be flushed to the server on close. */ nfsace4 permissions; /* Defines users who don't need an ACCESS call as part of a delegated open. */ };
union open_delegation4
switch (open_delegation_type4 delegation_type) {
case OPEN_DELEGATE_NONE:
void;
case OPEN_DELEGATE_READ:
open_read_delegation4 read;
case OPEN_DELEGATE_WRITE:
open_write_delegation4 write;
};
union open_delegation4 switch (open_delegation_type4 delegation_type) { case OPEN_DELEGATE_NONE: void; case OPEN_DELEGATE_READ: open_read_delegation4 read; case OPEN_DELEGATE_WRITE: open_write_delegation4 write; };
/*
* Result flags
*/
/* Mandatory locking is in effect for this file. */
const OPEN4_RESULT_MLOCK = 0x00000001;
/* Client must confirm open */
const OPEN4_RESULT_CONFIRM = 0x00000002;
/* * Result flags */ /* Mandatory locking is in effect for this file. */ const OPEN4_RESULT_MLOCK = 0x00000001; /* Client must confirm open */ const OPEN4_RESULT_CONFIRM = 0x00000002;
struct OPEN4resok {
struct OPEN4resok {
Shepler, et al. Standards Track [Page 193] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 193] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
stateid4 stateid; /* Stateid for open */
change_info4 cinfo; /* Directory Change Info */
uint32_t rflags; /* Result flags */
verifier4 open_confirm; /* OPEN_CONFIRM verifier */
open_delegation4 delegation; /* Info on any open
delegation */
};
stateid4 stateid; /* Stateid for open */ change_info4 cinfo; /* Directory Change Info */ uint32_t rflags; /* Result flags */ verifier4 open_confirm; /* OPEN_CONFIRM verifier */ open_delegation4 delegation; /* Info on any open delegation */ };
union OPEN4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
/* CURRENT_FH: opened file */
OPEN4resok resok4;
default:
void;
};
union OPEN4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: /* CURRENT_FH: opened file */ OPEN4resok resok4; default: void; };
/*
* OPENATTR: open named attributes directory
*/
struct OPENATTR4res {
/* CURRENT_FH: name attr directory*/
nfsstat4 status;
};
/* * OPENATTR: open named attributes directory */ struct OPENATTR4res { /* CURRENT_FH: name attr directory*/ nfsstat4 status; };
/*
* OPEN_CONFIRM: confirm the open
*/
struct OPEN_CONFIRM4args {
/* CURRENT_FH: opened file */
seqid4 seqid;
verifier4 open_confirm; /* OPEN_CONFIRM verifier */
};
/* * OPEN_CONFIRM: confirm the open */ struct OPEN_CONFIRM4args { /* CURRENT_FH: opened file */ seqid4 seqid; verifier4 open_confirm; /* OPEN_CONFIRM verifier */ };
struct OPEN_CONFIRM4resok {
stateid4 stateid;
};
struct OPEN_CONFIRM4resok { stateid4 stateid; };
union OPEN_CONFIRM4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
OPEN_CONFIRM4resok resok4;
default:
void;
};
union OPEN_CONFIRM4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: OPEN_CONFIRM4resok resok4; default: void; };
/*
* OPEN_DOWNGRADE: downgrade the access/deny for a file
*/
struct OPEN_DOWNGRADE4args {
/* * OPEN_DOWNGRADE: downgrade the access/deny for a file */ struct OPEN_DOWNGRADE4args {
Shepler, et al. Standards Track [Page 194] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 194] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
/* CURRENT_FH: opened file */
stateid4 stateid;
seqid4 seqid;
uint32_t share_access;
uint32_t share_deny;
};
/* CURRENT_FH: opened file */ stateid4 stateid; seqid4 seqid; uint32_t share_access; uint32_t share_deny; };
struct OPEN_DOWNGRADE4resok {
stateid4 stateid;
};
struct OPEN_DOWNGRADE4resok { stateid4 stateid; };
union OPEN_DOWNGRADE4res switch(nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
OPEN_DOWNGRADE4resok resok4;
default:
void;
};
union OPEN_DOWNGRADE4res switch(nfsstat4 status) { case NFS4_OK: OPEN_DOWNGRADE4resok resok4; default: void; };
/*
* PUTFH: Set current filehandle
*/
struct PUTFH4args {
nfs_fh4 object;
};
/* * PUTFH: Set current filehandle */ struct PUTFH4args { nfs_fh4 object; };
struct PUTFH4res {
/* CURRENT_FH: */
nfsstat4 status;
};
struct PUTFH4res { /* CURRENT_FH: */ nfsstat4 status; };
/*
* PUTPUBFH: Set public filehandle
*/
struct PUTPUBFH4res {
/* CURRENT_FH: public fh */
nfsstat4 status;
};
/* * PUTPUBFH: Set public filehandle */ struct PUTPUBFH4res { /* CURRENT_FH: public fh */ nfsstat4 status; };
/*
* PUTROOTFH: Set root filehandle
*/
struct PUTROOTFH4res {
/* CURRENT_FH: root fh */
nfsstat4 status;
};
/* * PUTROOTFH: Set root filehandle */ struct PUTROOTFH4res { /* CURRENT_FH: root fh */ nfsstat4 status; };
/*
* READ: Read from file
/* * READ: Read from file
Shepler, et al. Standards Track [Page 195] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 195] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
*/
struct READ4args {
/* CURRENT_FH: file */
stateid4 stateid;
offset4 offset;
count4 count;
};
*/ struct READ4args { /* CURRENT_FH: file */ stateid4 stateid; offset4 offset; count4 count; };
struct READ4resok {
bool eof;
opaque data<>;
};
struct READ4resok { bool eof; opaque data<>; };
union READ4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
READ4resok resok4;
default:
void;
};
union READ4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: READ4resok resok4; default: void; };
/*
* READDIR: Read directory
*/
struct READDIR4args {
/* CURRENT_FH: directory */
nfs_cookie4 cookie;
verifier4 cookieverf;
count4 dircount;
count4 maxcount;
bitmap4 attr_request;
};
/* * READDIR: Read directory */ struct READDIR4args { /* CURRENT_FH: directory */ nfs_cookie4 cookie; verifier4 cookieverf; count4 dircount; count4 maxcount; bitmap4 attr_request; };
struct entry4 {
nfs_cookie4 cookie;
component4 name;
fattr4 attrs;
entry4 *nextentry;
};
struct entry4 { nfs_cookie4 cookie; component4 name; fattr4 attrs; entry4 *nextentry; };
struct dirlist4 {
entry4 *entries;
bool eof;
};
struct dirlist4 { entry4 *entries; bool eof; };
struct READDIR4resok {
verifier4 cookieverf;
dirlist4 reply;
};
struct READDIR4resok { verifier4 cookieverf; dirlist4 reply; };
Shepler, et al. Standards Track [Page 196] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 196] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
union READDIR4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
READDIR4resok resok4;
default:
void;
};
union READDIR4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: READDIR4resok resok4; default: void; };
/*
* READLINK: Read symbolic link
*/
struct READLINK4resok {
linktext4 link;
};
/* * READLINK: Read symbolic link */ struct READLINK4resok { linktext4 link; };
union READLINK4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
READLINK4resok resok4;
default:
void;
};
union READLINK4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: READLINK4resok resok4; default: void; };
/*
* REMOVE: Remove filesystem object
*/
struct REMOVE4args {
/* CURRENT_FH: directory */
component4 target;
};
/* * REMOVE: Remove filesystem object */ struct REMOVE4args { /* CURRENT_FH: directory */ component4 target; };
struct REMOVE4resok {
change_info4 cinfo;
};
struct REMOVE4resok { change_info4 cinfo; };
union REMOVE4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
REMOVE4resok resok4;
default:
void;
};
union REMOVE4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: REMOVE4resok resok4; default: void; };
/*
* RENAME: Rename directory entry
*/
struct RENAME4args {
/* SAVED_FH: source directory */
component4 oldname;
/* CURRENT_FH: target directory */
/* * RENAME: Rename directory entry */ struct RENAME4args { /* SAVED_FH: source directory */ component4 oldname; /* CURRENT_FH: target directory */
Shepler, et al. Standards Track [Page 197] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 197] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
component4 newname;
};
component4 newname; };
struct RENAME4resok {
change_info4 source_cinfo;
change_info4 target_cinfo;
};
struct RENAME4resok { change_info4 source_cinfo; change_info4 target_cinfo; };
union RENAME4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
RENAME4resok resok4;
default:
void;
};
union RENAME4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: RENAME4resok resok4; default: void; };
/*
* RENEW: Renew a Lease
*/
struct RENEW4args {
stateid4 stateid;
};
/* * RENEW: Renew a Lease */ struct RENEW4args { stateid4 stateid; };
struct RENEW4res {
nfsstat4 status;
};
struct RENEW4res { nfsstat4 status; };
/*
* RESTOREFH: Restore saved filehandle
*/
/* * RESTOREFH: Restore saved filehandle */
struct RESTOREFH4res {
/* CURRENT_FH: value of saved fh */
nfsstat4 status;
};
struct RESTOREFH4res { /* CURRENT_FH: value of saved fh */ nfsstat4 status; };
/*
* SAVEFH: Save current filehandle
*/
/* * SAVEFH: Save current filehandle */
struct SAVEFH4res {
/* SAVED_FH: value of current fh */
nfsstat4 status;
};
struct SAVEFH4res { /* SAVED_FH: value of current fh */ nfsstat4 status; };
/*
* SECINFO: Obtain Available Security Mechanisms
*/
struct SECINFO4args {
/* * SECINFO: Obtain Available Security Mechanisms */ struct SECINFO4args {
Shepler, et al. Standards Track [Page 198] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 198] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
/* CURRENT_FH: */
component4 name;
};
/* CURRENT_FH: */ component4 name; };
/*
* From RFC 2203
*/
enum rpc_gss_svc_t {
RPC_GSS_SVC_NONE = 1,
RPC_GSS_SVC_INTEGRITY = 2,
RPC_GSS_SVC_PRIVACY = 3
};
/* * From RFC 2203 */ enum rpc_gss_svc_t { RPC_GSS_SVC_NONE = 1, RPC_GSS_SVC_INTEGRITY = 2, RPC_GSS_SVC_PRIVACY = 3 };
struct rpcsec_gss_info {
sec_oid4 oid;
qop4 qop;
rpc_gss_svc_t service;
};
struct rpcsec_gss_info { sec_oid4 oid; qop4 qop; rpc_gss_svc_t service; };
struct secinfo4 {
uint32_t flavor;
/* null for AUTH_SYS, AUTH_NONE;
contains rpcsec_gss_info for
RPCSEC_GSS. */
opaque flavor_info<>;
};
struct secinfo4 { uint32_t flavor; /* null for AUTH_SYS, AUTH_NONE; contains rpcsec_gss_info for RPCSEC_GSS. */ opaque flavor_info<>; };
typedef secinfo4 SECINFO4resok<>;
typedef secinfo4 SECINFO4resok<>;
union SECINFO4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
SECINFO4resok resok4;
default:
void;
};
union SECINFO4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: SECINFO4resok resok4; default: void; };
/*
* SETATTR: Set attributes
*/
struct SETATTR4args {
/* CURRENT_FH: target object */
stateid4 stateid;
fattr4 obj_attributes;
/* * SETATTR: Set attributes */ struct SETATTR4args { /* CURRENT_FH: target object */ stateid4 stateid; fattr4 obj_attributes;
};
};
struct SETATTR4res {
nfsstat4 status;
struct SETATTR4res { nfsstat4 status;
Shepler, et al. Standards Track [Page 199] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 199] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
bitmap4 attrsset;
};
bitmap4 attrsset; };
/*
* SETCLIENTID
*/
struct SETCLIENTID4args {
nfs_client_id4 client;
cb_client4 callback;
};
/* * SETCLIENTID */ struct SETCLIENTID4args { nfs_client_id4 client; cb_client4 callback; };
struct SETCLIENTID4resok {
clientid4 clientid;
verifier4 setclientid_confirm;
};
struct SETCLIENTID4resok { clientid4 clientid; verifier4 setclientid_confirm; };
union SETCLIENTID4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
SETCLIENTID4resok resok4;
case NFS4ERR_CLID_INUSE:
clientaddr4 client_using;
default:
void;
};
union SETCLIENTID4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: SETCLIENTID4resok resok4; case NFS4ERR_CLID_INUSE: clientaddr4 client_using; default: void; };
struct SETCLIENTID_CONFIRM4args {
verifier4 setclientid_confirm;
};
struct SETCLIENTID_CONFIRM4args { verifier4 setclientid_confirm; };
struct SETCLIENTID_CONFIRM4res {
nfsstat4 status;
};
struct SETCLIENTID_CONFIRM4res { nfsstat4 status; };
/*
* VERIFY: Verify attributes same
*/
struct VERIFY4args {
/* CURRENT_FH: object */
fattr4 obj_attributes;
};
/* * VERIFY: Verify attributes same */ struct VERIFY4args { /* CURRENT_FH: object */ fattr4 obj_attributes; };
struct VERIFY4res {
nfsstat4 status;
};
struct VERIFY4res { nfsstat4 status; };
/*
* WRITE: Write to file
*/
/* * WRITE: Write to file */
Shepler, et al. Standards Track [Page 200] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 200] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
enum stable_how4 {
UNSTABLE4 = 0,
DATA_SYNC4 = 1,
FILE_SYNC4 = 2
};
enum stable_how4 { UNSTABLE4 = 0, DATA_SYNC4 = 1, FILE_SYNC4 = 2 };
struct WRITE4args {
/* CURRENT_FH: file */
stateid4 stateid;
offset4 offset;
stable_how4 stable;
opaque data<>;
};
struct WRITE4args { /* CURRENT_FH: file */ stateid4 stateid; offset4 offset; stable_how4 stable; opaque data<>; };
struct WRITE4resok {
count4 count;
stable_how4 committed;
verifier4 writeverf;
};
struct WRITE4resok { count4 count; stable_how4 committed; verifier4 writeverf; };
union WRITE4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
WRITE4resok resok4;
default:
void;
};
union WRITE4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: WRITE4resok resok4; default: void; };
/*
* Operation arrays
*/
/* * Operation arrays */
enum nfs_opnum4 {
OP_ACCESS = 3,
OP_CLOSE = 4,
OP_COMMIT = 5,
OP_CREATE = 6,
OP_DELEGPURGE = 7,
OP_DELEGRETURN = 8,
OP_GETATTR = 9,
OP_GETFH = 10,
OP_LINK = 11,
OP_LOCK = 12,
OP_LOCKT = 13,
OP_LOCKU = 14,
OP_LOOKUP = 15,
OP_LOOKUPP = 16,
OP_NVERIFY = 17,
OP_OPEN = 18,
enum nfs_opnum4 { OP_ACCESS = 3, OP_CLOSE = 4, OP_COMMIT = 5, OP_CREATE = 6, OP_DELEGPURGE = 7, OP_DELEGRETURN = 8, OP_GETATTR = 9, OP_GETFH = 10, OP_LINK = 11, OP_LOCK = 12, OP_LOCKT = 13, OP_LOCKU = 14, OP_LOOKUP = 15, OP_LOOKUPP = 16, OP_NVERIFY = 17, OP_OPEN = 18,
Shepler, et al. Standards Track [Page 201] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 201] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
OP_OPENATTR = 19,
OP_OPEN_CONFIRM = 20,
OP_OPEN_DOWNGRADE = 21,
OP_PUTFH = 22,
OP_PUTPUBFH = 23,
OP_PUTROOTFH = 24,
OP_READ = 25,
OP_READDIR = 26,
OP_READLINK = 27,
OP_REMOVE = 28,
OP_RENAME = 29,
OP_RENEW = 30,
OP_RESTOREFH = 31,
OP_SAVEFH = 32,
OP_SECINFO = 33,
OP_SETATTR = 34,
OP_SETCLIENTID = 35,
OP_SETCLIENTID_CONFIRM = 36,
OP_VERIFY = 37,
OP_WRITE = 38
};
OP_OPENATTR = 19, OP_OPEN_CONFIRM = 20, OP_OPEN_DOWNGRADE = 21, OP_PUTFH = 22, OP_PUTPUBFH = 23, OP_PUTROOTFH = 24, OP_READ = 25, OP_READDIR = 26, OP_READLINK = 27, OP_REMOVE = 28, OP_RENAME = 29, OP_RENEW = 30, OP_RESTOREFH = 31, OP_SAVEFH = 32, OP_SECINFO = 33, OP_SETATTR = 34, OP_SETCLIENTID = 35, OP_SETCLIENTID_CONFIRM = 36, OP_VERIFY = 37, OP_WRITE = 38 };
union nfs_argop4 switch (nfs_opnum4 argop) {
case OP_ACCESS: ACCESS4args opaccess;
case OP_CLOSE: CLOSE4args opclose;
case OP_COMMIT: COMMIT4args opcommit;
case OP_CREATE: CREATE4args opcreate;
case OP_DELEGPURGE: DELEGPURGE4args opdelegpurge;
case OP_DELEGRETURN: DELEGRETURN4args opdelegreturn;
case OP_GETATTR: GETATTR4args opgetattr;
case OP_GETFH: void;
case OP_LINK: LINK4args oplink;
case OP_LOCK: LOCK4args oplock;
case OP_LOCKT: LOCKT4args oplockt;
case OP_LOCKU: LOCKU4args oplocku;
case OP_LOOKUP: LOOKUP4args oplookup;
case OP_LOOKUPP: void;
case OP_NVERIFY: NVERIFY4args opnverify;
case OP_OPEN: OPEN4args opopen;
case OP_OPENATTR: void;
case OP_OPEN_CONFIRM: OPEN_CONFIRM4args opopen_confirm;
case OP_OPEN_DOWNGRADE: OPEN_DOWNGRADE4args opopen_downgrade;
case OP_PUTFH: PUTFH4args opputfh;
case OP_PUTPUBFH: void;
case OP_PUTROOTFH: void;
case OP_READ: READ4args opread;
case OP_READDIR: READDIR4args opreaddir;
case OP_READLINK: void;
union nfs_argop4 switch (nfs_opnum4 argop) { case OP_ACCESS: ACCESS4args opaccess; case OP_CLOSE: CLOSE4args opclose; case OP_COMMIT: COMMIT4args opcommit; case OP_CREATE: CREATE4args opcreate; case OP_DELEGPURGE: DELEGPURGE4args opdelegpurge; case OP_DELEGRETURN: DELEGRETURN4args opdelegreturn; case OP_GETATTR: GETATTR4args opgetattr; case OP_GETFH: void; case OP_LINK: LINK4args oplink; case OP_LOCK: LOCK4args oplock; case OP_LOCKT: LOCKT4args oplockt; case OP_LOCKU: LOCKU4args oplocku; case OP_LOOKUP: LOOKUP4args oplookup; case OP_LOOKUPP: void; case OP_NVERIFY: NVERIFY4args opnverify; case OP_OPEN: OPEN4args opopen; case OP_OPENATTR: void; case OP_OPEN_CONFIRM: OPEN_CONFIRM4args opopen_confirm; case OP_OPEN_DOWNGRADE: OPEN_DOWNGRADE4args opopen_downgrade; case OP_PUTFH: PUTFH4args opputfh; case OP_PUTPUBFH: void; case OP_PUTROOTFH: void; case OP_READ: READ4args opread; case OP_READDIR: READDIR4args opreaddir; case OP_READLINK: void;
Shepler, et al. Standards Track [Page 202] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 202] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
case OP_REMOVE: REMOVE4args opremove;
case OP_RENAME: RENAME4args oprename;
case OP_RENEW: RENEW4args oprenew;
case OP_RESTOREFH: void;
case OP_SAVEFH: void;
case OP_SECINFO: SECINFO4args opsecinfo;
case OP_SETATTR: SETATTR4args opsetattr;
case OP_SETCLIENTID: SETCLIENTID4args opsetclientid;
case OP_SETCLIENTID_CONFIRM: SETCLIENTID_CONFIRM4args
opsetclientid_confirm;
case OP_VERIFY: VERIFY4args opverify;
case OP_WRITE: WRITE4args opwrite;
};
case OP_REMOVE: REMOVE4args opremove; case OP_RENAME: RENAME4args oprename; case OP_RENEW: RENEW4args oprenew; case OP_RESTOREFH: void; case OP_SAVEFH: void; case OP_SECINFO: SECINFO4args opsecinfo; case OP_SETATTR: SETATTR4args opsetattr; case OP_SETCLIENTID: SETCLIENTID4args opsetclientid; case OP_SETCLIENTID_CONFIRM: SETCLIENTID_CONFIRM4args opsetclientid_confirm; case OP_VERIFY: VERIFY4args opverify; case OP_WRITE: WRITE4args opwrite; };
union nfs_resop4 switch (nfs_opnum4 resop){
case OP_ACCESS: ACCESS4res opaccess;
case OP_CLOSE: CLOSE4res opclose;
case OP_COMMIT: COMMIT4res opcommit;
case OP_CREATE: CREATE4res opcreate;
case OP_DELEGPURGE: DELEGPURGE4res opdelegpurge;
case OP_DELEGRETURN: DELEGRETURN4res opdelegreturn;
case OP_GETATTR: GETATTR4res opgetattr;
case OP_GETFH: GETFH4res opgetfh;
case OP_LINK: LINK4res oplink;
case OP_LOCK: LOCK4res oplock;
case OP_LOCKT: LOCKT4res oplockt;
case OP_LOCKU: LOCKU4res oplocku;
case OP_LOOKUP: LOOKUP4res oplookup;
case OP_LOOKUPP: LOOKUPP4res oplookupp;
case OP_NVERIFY: NVERIFY4res opnverify;
case OP_OPEN: OPEN4res opopen;
case OP_OPENATTR: OPENATTR4res opopenattr;
case OP_OPEN_CONFIRM: OPEN_CONFIRM4res opopen_confirm;
case OP_OPEN_DOWNGRADE: OPEN_DOWNGRADE4res opopen_downgrade;
case OP_PUTFH: PUTFH4res opputfh;
case OP_PUTPUBFH: PUTPUBFH4res opputpubfh;
case OP_PUTROOTFH: PUTROOTFH4res opputrootfh;
case OP_READ: READ4res opread;
case OP_READDIR: READDIR4res opreaddir;
case OP_READLINK: READLINK4res opreadlink;
case OP_REMOVE: REMOVE4res opremove;
case OP_RENAME: RENAME4res oprename;
case OP_RENEW: RENEW4res oprenew;
case OP_RESTOREFH: RESTOREFH4res oprestorefh;
case OP_SAVEFH: SAVEFH4res opsavefh;
case OP_SECINFO: SECINFO4res opsecinfo;
case OP_SETATTR: SETATTR4res opsetattr;
case OP_SETCLIENTID: SETCLIENTID4res opsetclientid;
union nfs_resop4 switch (nfs_opnum4 resop){ case OP_ACCESS: ACCESS4res opaccess; case OP_CLOSE: CLOSE4res opclose; case OP_COMMIT: COMMIT4res opcommit; case OP_CREATE: CREATE4res opcreate; case OP_DELEGPURGE: DELEGPURGE4res opdelegpurge; case OP_DELEGRETURN: DELEGRETURN4res opdelegreturn; case OP_GETATTR: GETATTR4res opgetattr; case OP_GETFH: GETFH4res opgetfh; case OP_LINK: LINK4res oplink; case OP_LOCK: LOCK4res oplock; case OP_LOCKT: LOCKT4res oplockt; case OP_LOCKU: LOCKU4res oplocku; case OP_LOOKUP: LOOKUP4res oplookup; case OP_LOOKUPP: LOOKUPP4res oplookupp; case OP_NVERIFY: NVERIFY4res opnverify; case OP_OPEN: OPEN4res opopen; case OP_OPENATTR: OPENATTR4res opopenattr; case OP_OPEN_CONFIRM: OPEN_CONFIRM4res opopen_confirm; case OP_OPEN_DOWNGRADE: OPEN_DOWNGRADE4res opopen_downgrade; case OP_PUTFH: PUTFH4res opputfh; case OP_PUTPUBFH: PUTPUBFH4res opputpubfh; case OP_PUTROOTFH: PUTROOTFH4res opputrootfh; case OP_READ: READ4res opread; case OP_READDIR: READDIR4res opreaddir; case OP_READLINK: READLINK4res opreadlink; case OP_REMOVE: REMOVE4res opremove; case OP_RENAME: RENAME4res oprename; case OP_RENEW: RENEW4res oprenew; case OP_RESTOREFH: RESTOREFH4res oprestorefh; case OP_SAVEFH: SAVEFH4res opsavefh; case OP_SECINFO: SECINFO4res opsecinfo; case OP_SETATTR: SETATTR4res opsetattr; case OP_SETCLIENTID: SETCLIENTID4res opsetclientid;
Shepler, et al. Standards Track [Page 203] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 203] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
case OP_SETCLIENTID_CONFIRM: SETCLIENTID_CONFIRM4res
opsetclientid_confirm;
case OP_VERIFY: VERIFY4res opverify;
case OP_WRITE: WRITE4res opwrite;
};
case OP_SETCLIENTID_CONFIRM: SETCLIENTID_CONFIRM4res opsetclientid_confirm; case OP_VERIFY: VERIFY4res opverify; case OP_WRITE: WRITE4res opwrite; };
struct COMPOUND4args {
utf8string tag;
uint32_t minorversion;
nfs_argop4 argarray<>;
};
struct COMPOUND4args { utf8string tag; uint32_t minorversion; nfs_argop4 argarray<>; };
struct COMPOUND4res {
nfsstat4 status;
utf8string tag;
nfs_resop4 resarray<>;
};
struct COMPOUND4res { nfsstat4 status; utf8string tag; nfs_resop4 resarray<>; };
/*
* Remote file service routines
*/
program NFS4_PROGRAM {
version NFS_V4 {
void
NFSPROC4_NULL(void) = 0;
/* * Remote file service routines */ program NFS4_PROGRAM { version NFS_V4 { void NFSPROC4_NULL(void) = 0;
COMPOUND4res
NFSPROC4_COMPOUND(COMPOUND4args) = 1;
COMPOUND4res NFSPROC4_COMPOUND(COMPOUND4args) = 1;
} = 4;
} = 100003;
} = 4; } = 100003;
/*
* NFS4 Callback Procedure Definitions and Program
*/
/* * NFS4 Callback Procedure Definitions and Program */
/*
* CB_GETATTR: Get Current Attributes
*/
struct CB_GETATTR4args {
nfs_fh4 fh;
bitmap4 attr_request;
};
/* * CB_GETATTR: Get Current Attributes */ struct CB_GETATTR4args { nfs_fh4 fh; bitmap4 attr_request; };
struct CB_GETATTR4resok {
fattr4 obj_attributes;
struct CB_GETATTR4resok { fattr4 obj_attributes;
Shepler, et al. Standards Track [Page 204] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 204] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
};
};
union CB_GETATTR4res switch (nfsstat4 status) {
case NFS4_OK:
CB_GETATTR4resok resok4;
default:
void;
};
union CB_GETATTR4res switch (nfsstat4 status) { case NFS4_OK: CB_GETATTR4resok resok4; default: void; };
/*
* CB_RECALL: Recall an Open Delegation
*/
struct CB_RECALL4args {
stateid4 stateid;
bool truncate;
nfs_fh4 fh;
};
/* * CB_RECALL: Recall an Open Delegation */ struct CB_RECALL4args { stateid4 stateid; bool truncate; nfs_fh4 fh; };
struct CB_RECALL4res {
nfsstat4 status;
};
struct CB_RECALL4res { nfsstat4 status; };
/*
* Various definitions for CB_COMPOUND
*/
enum nfs_cb_opnum4 {
OP_CB_GETATTR = 3,
OP_CB_RECALL = 4
};
/* * Various definitions for CB_COMPOUND */ enum nfs_cb_opnum4 { OP_CB_GETATTR = 3, OP_CB_RECALL = 4 };
union nfs_cb_argop4 switch (unsigned argop) {
case OP_CB_GETATTR: CB_GETATTR4args opcbgetattr;
case OP_CB_RECALL: CB_RECALL4args opcbrecall;
};
union nfs_cb_argop4 switch (unsigned argop) { case OP_CB_GETATTR: CB_GETATTR4args opcbgetattr; case OP_CB_RECALL: CB_RECALL4args opcbrecall; };
union nfs_cb_resop4 switch (unsigned resop){
case OP_CB_GETATTR: CB_GETATTR4res opcbgetattr;
case OP_CB_RECALL: CB_RECALL4res opcbrecall;
};
union nfs_cb_resop4 switch (unsigned resop){ case OP_CB_GETATTR: CB_GETATTR4res opcbgetattr; case OP_CB_RECALL: CB_RECALL4res opcbrecall; };
struct CB_COMPOUND4args {
utf8string tag;
uint32_t minorversion;
nfs_cb_argop4 argarray<>;
};
struct CB_COMPOUND4args { utf8string tag; uint32_t minorversion; nfs_cb_argop4 argarray<>; };
struct CB_COMPOUND4res {
nfsstat4 status;
struct CB_COMPOUND4res { nfsstat4 status;
Shepler, et al. Standards Track [Page 205] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler, et al. Standards Track [Page 205] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
utf8string tag;
nfs_cb_resop4 resarray<>;
};
utf8string tag; nfs_cb_resop4 resarray<>; };
/*
* Program number is in the transient range since the client
* will assign the exact transient program number and provide
* that to the server via the SETCLIENTID operation.
*/
program NFS4_CALLBACK {
version NFS_CB {
void
CB_NULL(void) = 0;
CB_COMPOUND4res
CB_COMPOUND(CB_COMPOUND4args) = 1;
} = 1;
} = 40000000;
/* * Program number is in the transient range since the client * will assign the exact transient program number and provide * that to the server via the SETCLIENTID operation. */ program NFS4_CALLBACK { version NFS_CB { void CB_NULL(void) = 0; CB_COMPOUND4res CB_COMPOUND(CB_COMPOUND4args) = 1; } = 1; } = 40000000;
19. Bibliography
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[Gray] C. Gray, D. Cheriton, "Leases: An Efficient Fault-
Tolerant Mechanism for Distributed File Cache
Consistency," Proceedings of the Twelfth Symposium on
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Information technology -- Universal Multiple-Octet Coded
Character Set (UCS) -- Part 1: Architecture and Basic
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[Juszczak] Juszczak, Chet, "Improving the Performance and
Correctness of an NFS Server," USENIX Conference
Proceedings, USENIX Association, Berkeley, CA, June
1990, pages 53-63. Describes reply cache implementation
that avoids work in the server by handling duplicate
requests. More important, though listed as a side-
effect, the reply cache aids in the avoidance of
destructive non-idempotent operation re-application --
improving correctness.
[Juszczak] Juszczak, Chet, "Improving the Performance and Correctness of an NFS Server," USENIX Conference Proceedings, USENIX Association, Berkeley, CA, June 1990, pages 53-63. Describes reply cache implementation that avoids work in the server by handling duplicate requests. More important, though listed as a side- effect, the reply cache aids in the avoidance of destructive non-idempotent operation re-application -- improving correctness.
Shepler, et al. Standards Track [Page 206] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
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[Kazar] Kazar, Michael Leon, "Synchronization and Caching Issues
in the Andrew File System," USENIX Conference
Proceedings, USENIX Association, Berkeley, CA, Dallas
Winter 1988, pages 27-36. A description of the cache
consistency scheme in AFS. Contrasted with other
distributed file systems.
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[Macklem] Macklem, Rick, "Lessons Learned Tuning the 4.3BSD Reno
Implementation of the NFS Protocol," Winter USENIX
Conference Proceedings, USENIX Association, Berkeley,
CA, January 1991. Describes performance work in tuning
the 4.3BSD Reno NFS implementation. Describes
performance improvement (reduced CPU loading) through
elimination of data copies.
[Macklem] Macklem, Rick, "Lessons Learned Tuning the 4.3BSD Reno Implementation of the NFS Protocol," Winter USENIX Conference Proceedings, USENIX Association, Berkeley, CA, January 1991. Describes performance work in tuning the 4.3BSD Reno NFS implementation. Describes performance improvement (reduced CPU loading) through elimination of data copies.
[Mogul] Mogul, Jeffrey C., "A Recovery Protocol for Spritely
NFS," USENIX File System Workshop Proceedings, Ann
Arbor, MI, USENIX Association, Berkeley, CA, May 1992.
Second paper on Spritely NFS proposes a lease-based
scheme for recovering state of consistency protocol.
[Mogul] Mogul, Jeffrey C., "A Recovery Protocol for Spritely NFS," USENIX File System Workshop Proceedings, Ann Arbor, MI, USENIX Association, Berkeley, CA, May 1992. Second paper on Spritely NFS proposes a lease-based scheme for recovering state of consistency protocol.
[Nowicki] Nowicki, Bill, "Transport Issues in the Network File
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Review, April 1989. A brief description of the basis
for the dynamic retransmission work.
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[Pawlowski] Pawlowski, Brian, Ron Hixon, Mark Stein, Joseph
Tumminaro, "Network Computing in the UNIX and IBM
Mainframe Environment," Uniforum `89 Conf. Proc.,
(1989) Description of an NFS server implementation for
IBM's MVS operating system.
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[RFC1094] Sun Microsystems, Inc., "NFS: Network File System
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RFC 1345, June 1992.
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[RFC1700] Reynolds, J. and J. Postel, "Assigned Numbers", STD 2,
RFC 1700, October 1994.
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[RFC1813] Callaghan, B., Pawlowski, B. and P. Staubach, "NFS
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Shepler, et al. Standards Track [Page 207] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
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Mechanism Using SPKM", RFC 2847, June 2000.
[RFC2847]アイスラー、M.、「LIPKEY、低いインフラストラクチャ公開鍵メカニズムがSPKMを使用する、」、RFC2847、6月2000日
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Lyon, "Design and Implementation of the Sun Network
Filesystem," USENIX Conference Proceedings, USENIX
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describing the SunOS implementation of the NFS version 2
protocol, and discusses the goals, protocol
specification and trade-offs.
[サンドベルイ]サンドベルイ、R.、D.ゴールドバーグ、S.Kleiman、D.ウォルシュ、B.リヨン、「太陽のデザインと実装はファイルシステムをネットワークでつなぎます」、USENIX会議の議事録、USENIX協会、バークレー(カリフォルニア)1985年夏。 NFSバージョン2のSunOS実装について説明する基本的な紙は、目標、プロトコル仕様、およびトレードオフを議定書の中で述べて、議論します。
Shepler, et al. Standards Track [Page 208] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[208ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
[Srinivasan] Srinivasan, V., Jeffrey C. Mogul, "Spritely NFS:
Implementation and Performance of Cache Consistency
Protocols", WRL Research Report 89/5, Digital Equipment
Corporation Western Research Laboratory, 100 Hamilton
Ave., Palo Alto, CA, 94301, May 1989. This paper
analyzes the effect of applying a Sprite-like
consistency protocol applied to standard NFS. The issues
of recovery in a stateful environment are covered in
[Mogul].
[Srinivasan]Srinivasan、V.、ジェフリー・C.ムガール人、「Spritely NFS:」 WRL研究レポート89/5(実験のDEC西洋の研究100ハミルトンAve)パロアルト、カリフォルニア (94301)は「キャッシュ一貫性プロトコルの実装とパフォーマンス」と1989にそうするかもしれません。 この紙は標準のNFSに適用されたSpriteのような一貫性プロトコルを適用するという効果を分析します。 stateful環境における回復の問題は[ムガール人]でカバーされています。
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[XNFS] The Open Group, Protocols for Interworking: XNFS,
Version 3W, The Open Group, 1010 El Camino Real Suite
380, Menlo Park, CA 94025, ISBN 1-85912-184-5, February
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HTML version available: http://www.opengroup.org
[XNFS]TheOpenGroup、織り込むプロトコル: XNFS、バージョン3W、TheOpenGroup、1010高架鉄道幹線道路スイート380、メンローパーク、カリフォルニア 94025、ISBN1-85912-184-5、1998年2月。 利用可能なHTMLバージョン: http://www.opengroup.org
Shepler, et al. Standards Track [Page 209] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[209ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
20. Authors
20. 作者
20.1. Editor's Address
20.1. エディタのアドレス
Spencer Shepler Sun Microsystems, Inc. 7808 Moonflower Drive Austin, Texas 78750
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20.2. Authors' Addresses
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ブレントキャラハンサン・マイクロシステムズ・インク901サンアントニオRoadパロアルト、カリフォルニア 94303
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Mike Eisler 5565 Wilson Road Colorado Springs, CO 80919
マイク・アイスラー5565・ウィルソン・道路コロラド・スプリングス、CO 80919
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デヴィッドNoveckネットアプライアンス375トットン・池のRoadウォルサム、MA 02451
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Shepler, et al. Standards Track [Page 210] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[210ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
David Robinson Sun Microsystems, Inc. 901 San Antonio Road Palo Alto, CA 94303
デイビッド・ロビンソンサン・マイクロシステムズ・インク901サンアントニオRoadパロアルト、カリフォルニア 94303
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Robert Thurlow Sun Microsystems, Inc. 901 San Antonio Road Palo Alto, CA 94303
ロバートサーロウサン・マイクロシステムズ・インク901サンアントニオRoadパロアルト、カリフォルニア 94303
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20.3. Acknowledgements
20.3. 承認
The author thanks and acknowledges:
感謝します、そして、作者は以下を承認します。
Neil Brown for his extensive review and comments of various drafts.
様々な草稿の彼の大量のレビューとコメントのためのニール・ブラウン。
Shepler, et al. Standards Track [Page 211] RFC 3010 NFS version 4 Protocol December 2000
Shepler、他 規格Track[211ページ]RFC3010NFSバージョン4 プロトコル2000年12月
21. Full Copyright Statement
21. 完全な著作権宣言文
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承認
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Shepler, et al. Standards Track [Page 212]
Shepler、他 標準化過程[212ページ]
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