[要約] RFC 5661は、NFSバージョン4のマイナーバージョン1プロトコルに関する仕様を提供しています。このRFCの目的は、NFSv4.1プロトコルの機能と動作を定義し、ネットワークファイルシステムの効率的なデータアクセスを可能にすることです。
Internet Engineering Task Force (IETF) S. Shepler, Ed.
Request for Comments: 5661 Storspeed, Inc.
Category: Standards Track M. Eisler, Ed.
ISSN: 2070-1721 D. Noveck, Ed.
NetApp
January 2010
Network File System (NFS) Version 4 Minor Version 1 Protocol
ネットワークファイルシステム（NFS）バージョン4マイナーバージョン1プロトコル
Abstract
概要
This document describes the Network File System (NFS) version 4 minor version 1, including features retained from the base protocol (NFS version 4 minor version 0, which is specified in RFC 3530) and protocol extensions made subsequently. Major extensions introduced in NFS version 4 minor version 1 include Sessions, Directory Delegations, and parallel NFS (pNFS). NFS version 4 minor version 1 has no dependencies on NFS version 4 minor version 0, and it is considered a separate protocol. Thus, this document neither updates nor obsoletes RFC 3530. NFS minor version 1 is deemed superior to NFS minor version 0 with no loss of functionality, and its use is preferred over version 0. Both NFS minor versions 0 and 1 can be used simultaneously on the same network, between the same client and server.
このドキュメントでは、ネットワークファイルシステム（NFS）バージョン4マイナーバージョン1について説明します。これには、基本プロトコル（NFSバージョン4マイナーバージョン0、RFC 3530で指定）から保持される機能、およびその後に行われるプロトコル拡張が含まれます。 NFSバージョン4マイナーバージョン1で導入された主要な拡張機能には、セッション、ディレクトリ委任、および並列NFS（pNFS）が含まれます。 NFSバージョン4のマイナーバージョン1はNFSバージョン4のマイナーバージョン0に依存せず、別個のプロトコルと見なされます。したがって、このドキュメントはRFC 3530を更新または廃止していません。NFSマイナーバージョン1は、機能を失うことなくNFSマイナーバージョン0よりも優れていると見なされており、バージョン0よりも優先的に使用されます。NFSマイナーバージョン0と1の両方を同時に使用できます。同じクライアントとサーバー間の同じネットワーク。
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本文書の状態
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このドキュメントは、IETF（Internet Engineering Task Force）の製品です。これは、IETFコミュニティのコンセンサスを表しています。公開レビューを受け、インターネットエンジニアリングステアリンググループ（IESG）による公開が承認されました。インターネット標準の詳細については、RFC 5741のセクション2をご覧ください。
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Table of Contents
目次
1. Introduction ....................................................9
1.1. The NFS Version 4 Minor Version 1 Protocol .................9
1.2. Requirements Language ......................................9
1.3. Scope of This Document .....................................9
1.4. NFSv4 Goals ...............................................10
1.5. NFSv4.1 Goals .............................................10
1.6. General Definitions .......................................11
1.7. Overview of NFSv4.1 Features ..............................13
1.8. Differences from NFSv4.0 ..................................17
2. Core Infrastructure ............................................18
2.1. Introduction ..............................................18
2.2. RPC and XDR ...............................................19
2.3. COMPOUND and CB_COMPOUND ..................................22
2.4. Client Identifiers and Client Owners ......................23
2.5. Server Owners .............................................28
2.6. Security Service Negotiation ..............................29
2.7. Minor Versioning ..........................................34
2.8. Non-RPC-Based Security Services ...........................37
2.9. Transport Layers ..........................................37
2.10. Session ..................................................40
3. Protocol Constants and Data Types ..............................86
3.1. Basic Constants ...........................................86
3.2. Basic Data Types ..........................................87
3.3. Structured Data Types .....................................89
4. Filehandles ....................................................97
4.1. Obtaining the First Filehandle ............................98
4.2. Filehandle Types ..........................................99
4.3. One Method of Constructing a Volatile Filehandle .........101
4.4. Client Recovery from Filehandle Expiration ...............102
5. File Attributes ...............................................103
5.1. REQUIRED Attributes ......................................104
5.2. RECOMMENDED Attributes ...................................104
5.3. Named Attributes .........................................105
5.4. Classification of Attributes .............................106
5.5. Set-Only and Get-Only Attributes .........................107
5.6. REQUIRED Attributes - List and Definition References .....107
5.7. RECOMMENDED Attributes - List and Definition References ..108
5.8. Attribute Definitions ....................................110
5.9. Interpreting owner and owner_group .......................119
5.10. Character Case Attributes ...............................121
5.11. Directory Notification Attributes .......................121
5.12. pNFS Attribute Definitions ..............................122
5.13. Retention Attributes ....................................123
6. Access Control Attributes .....................................126
6.1. Goals ....................................................126
6.2. File Attributes Discussion ...............................128
6.3. Common Methods ...........................................144
6.4. Requirements .............................................147
7. Single-Server Namespace .......................................153
7.1. Server Exports ...........................................153
7.2. Browsing Exports .........................................153
7.3. Server Pseudo File System ................................154
7.4. Multiple Roots ...........................................155
7.5. Filehandle Volatility ....................................155
7.6. Exported Root ............................................155
7.7. Mount Point Crossing .....................................156
7.8. Security Policy and Namespace Presentation ...............156
8. State Management ..............................................157
8.1. Client and Session ID ....................................158
8.2. Stateid Definition .......................................158
8.3. Lease Renewal ............................................167
8.4. Crash Recovery ...........................................170
8.5. Server Revocation of Locks ...............................181
8.6. Short and Long Leases ....................................182
8.7. Clocks, Propagation Delay, and Calculating Lease
Expiration ...............................................182
8.8. Obsolete Locking Infrastructure from NFSv4.0 .............183
9. File Locking and Share Reservations ...........................184
9.1. Opens and Byte-Range Locks ...............................184
9.2. Lock Ranges ..............................................188
9.3. Upgrading and Downgrading Locks ..........................188
9.4. Stateid Seqid Values and Byte-Range Locks ................189
9.5. Issues with Multiple Open-Owners .........................189
9.6. Blocking Locks ...........................................190
9.7. Share Reservations .......................................191
9.8. OPEN/CLOSE Operations ....................................192
9.9. Open Upgrade and Downgrade ...............................192
9.10. Parallel OPENs ..........................................193
9.11. Reclaim of Open and Byte-Range Locks ....................194
10. Client-Side Caching ..........................................194
10.1. Performance Challenges for Client-Side Caching ..........195
10.2. Delegation and Callbacks ................................196
10.3. Data Caching ............................................200
10.4. Open Delegation .........................................205
10.5. Data Caching and Revocation .............................216
10.6. Attribute Caching .......................................218
10.7. Data and Metadata Caching and Memory Mapped Files .......220
10.8. Name and Directory Caching without Directory
Delegations .............................................222
10.9. Directory Delegations ...................................225
11. Multi-Server Namespace .......................................228
11.1. Location Attributes .....................................228
11.2. File System Presence or Absence .........................229
11.3. Getting Attributes for an Absent File System ............230
11.4. Uses of Location Information ............................232
11.5. Location Entries and Server Identity ....................236
11.6. Additional Client-Side Considerations ...................237
11.7. Effecting File System Transitions .......................238
11.8. Effecting File System Referrals .........................251
11.9. The Attribute fs_locations ..............................258
11.10. The Attribute fs_locations_info ........................261
11.11. The Attribute fs_status ................................273
12. Parallel NFS (pNFS) ..........................................277
12.1. Introduction ............................................277
12.2. pNFS Definitions ........................................278
12.3. pNFS Operations .........................................284
12.4. pNFS Attributes .........................................285
12.5. Layout Semantics ........................................285
12.6. pNFS Mechanics ..........................................300
12.7. Recovery ................................................302
12.8. Metadata and Storage Device Roles .......................307
12.9. Security Considerations for pNFS ........................307
13. NFSv4.1 as a Storage Protocol in pNFS: the File Layout Type ..309
13.1. Client ID and Session Considerations ....................309
13.2. File Layout Definitions .................................312
13.3. File Layout Data Types ..................................312
13.4. Interpreting the File Layout ............................317
13.5. Data Server Multipathing ................................324
13.6. Operations Sent to NFSv4.1 Data Servers .................325
13.7. COMMIT through Metadata Server ..........................327
13.8. The Layout Iomode .......................................328
13.9. Metadata and Data Server State Coordination .............329
13.10. Data Server Component File Size ........................332
13.11. Layout Revocation and Fencing ..........................333
13.12. Security Considerations for the File Layout Type .......334
14. Internationalization .........................................334
14.1. Stringprep profile for the utf8str_cs type ..............336
14.2. Stringprep profile for the utf8str_cis type .............337
14.3. Stringprep profile for the utf8str_mixed type ...........338
14.4. UTF-8 Capabilities ......................................340
14.5. UTF-8 Related Errors ....................................340
15. Error Values .................................................341
15.1. Error Definitions .......................................341
15.2. Operations and Their Valid Errors .......................361
15.3. Callback Operations and Their Valid Errors ..............376
15.4. Errors and the Operations That Use Them .................379
16. NFSv4.1 Procedures ...........................................391
16.1. Procedure 0: NULL - No Operation ........................392
16.2. Procedure 1: COMPOUND - Compound Operations .............392
17. Operations: REQUIRED, RECOMMENDED, or OPTIONAL ...............403
18. NFSv4.1 Operations ...........................................407
18.1. Operation 3: ACCESS - Check Access Rights ...............407
18.2. Operation 4: CLOSE - Close File .........................413
18.3. Operation 5: COMMIT - Commit Cached Data ................414
18.4. Operation 6: CREATE - Create a Non-Regular File Object ..417
18.5. Operation 7: DELEGPURGE - Purge Delegations
Awaiting Recovery .......................................419
18.6. Operation 8: DELEGRETURN - Return Delegation ............420
18.7. Operation 9: GETATTR - Get Attributes ...................421
18.8. Operation 10: GETFH - Get Current Filehandle ............423
18.9. Operation 11: LINK - Create Link to a File ..............424
18.10. Operation 12: LOCK - Create Lock .......................426
18.11. Operation 13: LOCKT - Test for Lock ....................430
18.12. Operation 14: LOCKU - Unlock File ......................432
18.13. Operation 15: LOOKUP - Lookup Filename .................433
18.14. Operation 16: LOOKUPP - Lookup Parent Directory ........435
18.15. Operation 17: NVERIFY - Verify Difference in
Attributes .............................................436
18.16. Operation 18: OPEN - Open a Regular File ...............437
18.17. Operation 19: OPENATTR - Open Named Attribute
Directory ..............................................458
18.18. Operation 21: OPEN_DOWNGRADE - Reduce Open File
Access .................................................459
18.19. Operation 22: PUTFH - Set Current Filehandle ...........461
18.20. Operation 23: PUTPUBFH - Set Public Filehandle .........461
18.21. Operation 24: PUTROOTFH - Set Root Filehandle ..........463
18.22. Operation 25: READ - Read from File ....................464
18.23. Operation 26: READDIR - Read Directory .................466
18.24. Operation 27: READLINK - Read Symbolic Link ............469
18.25. Operation 28: REMOVE - Remove File System Object .......470
18.26. Operation 29: RENAME - Rename Directory Entry ..........473
18.27. Operation 31: RESTOREFH - Restore Saved Filehandle .....477
18.28. Operation 32: SAVEFH - Save Current Filehandle .........478
18.29. Operation 33: SECINFO - Obtain Available Security ......479
18.30. Operation 34: SETATTR - Set Attributes .................482
18.31. Operation 37: VERIFY - Verify Same Attributes ..........485
18.32. Operation 38: WRITE - Write to File ....................486
18.33. Operation 40: BACKCHANNEL_CTL - Backchannel Control ....491
18.34. Operation 41: BIND_CONN_TO_SESSION - Associate
Connection with Session ................................492
18.35. Operation 42: EXCHANGE_ID - Instantiate Client ID ......495
18.36. Operation 43: CREATE_SESSION - Create New
Session and Confirm Client ID ..........................513
18.37. Operation 44: DESTROY_SESSION - Destroy a Session ......523
18.38. Operation 45: FREE_STATEID - Free Stateid with
No Locks ...............................................525
18.39. Operation 46: GET_DIR_DELEGATION - Get a
Directory Delegation ...................................526
18.40. Operation 47: GETDEVICEINFO - Get Device Information ...530
18.41. Operation 48: GETDEVICELIST - Get All Device
Mappings for a File System .............................533
18.42. Operation 49: LAYOUTCOMMIT - Commit Writes Made
Using a Layout .........................................534
18.43. Operation 50: LAYOUTGET - Get Layout Information .......538
18.44. Operation 51: LAYOUTRETURN - Release Layout
Information ............................................547
18.45. Operation 52: SECINFO_NO_NAME - Get Security on
Unnamed Object .........................................552
18.46. Operation 53: SEQUENCE - Supply Per-Procedure
Sequencing and Control .................................553
18.47. Operation 54: SET_SSV - Update SSV for a Client ID .....559
18.48. Operation 55: TEST_STATEID - Test Stateids for
Validity ...............................................561
18.49. Operation 56: WANT_DELEGATION - Request Delegation .....563
18.50. Operation 57: DESTROY_CLIENTID - Destroy a Client ID ...566
18.51. Operation 58: RECLAIM_COMPLETE - Indicates
Reclaims Finished ......................................567
18.52. Operation 10044: ILLEGAL - Illegal Operation ...........569
19. NFSv4.1 Callback Procedures ..................................570
19.1. Procedure 0: CB_NULL - No Operation .....................570
19.2. Procedure 1: CB_COMPOUND - Compound Operations ..........571
20. NFSv4.1 Callback Operations ..................................574
20.1. Operation 3: CB_GETATTR - Get Attributes ................574
20.2. Operation 4: CB_RECALL - Recall a Delegation ............575
20.3. Operation 5: CB_LAYOUTRECALL - Recall Layout
from Client .............................................576
20.4. Operation 6: CB_NOTIFY - Notify Client of
Directory Changes .......................................580
20.5. Operation 7: CB_PUSH_DELEG - Offer Previously
Requested Delegation to Client ..........................583
20.6. Operation 8: CB_RECALL_ANY - Keep Any N
Recallable Objects ......................................584
20.7. Operation 9: CB_RECALLABLE_OBJ_AVAIL - Signal
Resources for Recallable Objects ........................588
20.8. Operation 10: CB_RECALL_SLOT - Change Flow
Control Limits ..........................................588
20.9. Operation 11: CB_SEQUENCE - Supply Backchannel
Sequencing and Control ..................................589
20.10. Operation 12: CB_WANTS_CANCELLED - Cancel
Pending Delegation Wants ...............................592
20.11. Operation 13: CB_NOTIFY_LOCK - Notify Client of
Possible Lock Availability .............................593
20.12. Operation 14: CB_NOTIFY_DEVICEID - Notify
Client of Device ID Changes ............................594
20.13. Operation 10044: CB_ILLEGAL - Illegal Callback
Operation ..............................................596
21. Security Considerations ......................................597
22. IANA Considerations ..........................................598
22.1. Named Attribute Definitions .............................598
22.2. Device ID Notifications .................................600
22.3. Object Recall Types .....................................601
22.4. Layout Types ............................................603
22.5. Path Variable Definitions ...............................606
23. References ...................................................609
23.1. Normative References ....................................609
23.2. Informative References ..................................612
Appendix A. Acknowledgments ....................................615
The NFS version 4 minor version 1 (NFSv4.1) protocol is the second minor version of the NFS version 4 (NFSv4) protocol. The first minor version, NFSv4.0, is described in [30]. It generally follows the guidelines for minor versioning that are listed in Section 10 of RFC 3530. However, it diverges from guidelines 11 ("a client and server that support minor version X must support minor versions 0 through X-1") and 12 ("no new features may be introduced as mandatory in a minor version"). These divergences are due to the introduction of the sessions model for managing non-idempotent operations and the RECLAIM_COMPLETE operation. These two new features are infrastructural in nature and simplify implementation of existing and other new features. Making them anything but REQUIRED would add undue complexity to protocol definition and implementation. NFSv4.1 accordingly updates the minor versioning guidelines (Section 2.7).
NFSバージョン4マイナーバージョン1（NFSv4.1）プロトコルは、NFSバージョン4（NFSv4）プロトコルの2番目のマイナーバージョンです。最初のマイナーバージョン、NFSv4.0は[30]で説明されています。これは通常、RFC 3530のセクション10に記載されているマイナーバージョン管理のガイドラインに従います。ただし、ガイドライン11（「マイナーバージョンXをサポートするクライアントとサーバーはマイナーバージョン0からX-1をサポートする必要があります」）および12（ 「マイナーバージョンでは必須として新機能を導入することはできません」）。これらの相違は、非べき等操作とRECLAIM_COMPLETE操作を管理するためのセッションモデルの導入によるものです。これらの2つの新機能は本質的にインフラストラクチャであり、既存およびその他の新機能の実装を簡素化します。それらをREQUIRED以外のものにすると、プロトコルの定義と実装が過度に複雑になります。 NFSv4.1は、それに応じてマイナーバージョンのガイドラインを更新します（セクション2.7）。
As a minor version, NFSv4.1 is consistent with the overall goals for NFSv4, but extends the protocol so as to better meet those goals, based on experiences with NFSv4.0. In addition, NFSv4.1 has adopted some additional goals, which motivate some of the major extensions in NFSv4.1.
マイナーバージョンとして、NFSv4.1はNFSv4の全体的な目標と一致していますが、NFSv4.0の経験に基づいて、これらの目標をよりよく満たすようにプロトコルを拡張しています。さらに、NFSv4.1は、NFSv4.1の主要な拡張機能のいくつかを動機付けるいくつかの追加目標を採用しています。
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 [1].
このドキュメントのキーワード「MUST」、「MUST NOT」、「REQUIRED」、「SHALL」、「SHALL NOT」、「SHOULD」、「SHOULD NOT」、「RECOMMENDED」、「MAY」、および「OPTIONAL」は、 RFC 2119 [1]で説明されているように解釈されます。
This document describes the NFSv4.1 protocol. With respect to NFSv4.0, this document does not:
このドキュメントでは、NFSv4.1プロトコルについて説明します。 NFSv4.0に関して、このドキュメントは以下を行いません：
o describe the NFSv4.0 protocol, except where needed to contrast with NFSv4.1.
o NFSv4.1と対比する必要がある場合を除いて、NFSv4.0プロトコルについて説明します。
o modify the specification of the NFSv4.0 protocol.
o NFSv4.0プロトコルの仕様を変更します。
o clarify the NFSv4.0 protocol.
o NFSv4.0プロトコルを明確にします。
The NFSv4 protocol is a further revision of the NFS protocol defined already by NFSv3 [31]. It retains the essential characteristics of previous versions: easy recovery; independence of transport protocols, operating systems, and file systems; simplicity; and good performance. NFSv4 has the following goals:
NFSv4プロトコルは、NFSv3 [31]によってすでに定義されているNFSプロトコルのさらなる改訂版です。以前のバージョンの本質的な特徴を保持しています。トランスポートプロトコル、オペレーティングシステム、およびファイルシステムの独立性。シンプルさ。そして良いパフォーマンス。 NFSv4には次の目標があります。
o Improved access and good performance on the Internet
o インターネットでのアクセスの向上と優れたパフォーマンス
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.
このプロトコルは、ファイアウォールを簡単に通過できるように設計されており、レイテンシが高く帯域幅が低い場合に良好に機能し、サーバーごとに非常に多くのクライアントに対応できます。
o Strong security with negotiation built into the protocol
o プロトコルに組み込まれた交渉による強力なセキュリティ
The protocol builds on the work of the ONCRPC working group in supporting the RPCSEC_GSS protocol. Additionally, the NFSv4.1 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.
このプロトコルは、RPCSEC_GSSプロトコルをサポートするONCRPCワーキンググループの作業に基づいています。さらに、NFSv4.1プロトコルは、クライアントとサーバーがセキュリティをネゴシエートできるようにするメカニズムを提供し、クライアントとサーバーが最小限のセキュリティスキームのセットをサポートすることを要求します。
o Good cross-platform interoperability
o 優れたクロスプラットフォームの相互運用性
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、ファイルシステムまたはオペレーティングシステムを過度に優先しない便利で一般的な機能セットを提供するファイルシステムモデルを備えています。
o Designed for protocol extensions
o プロトコル拡張用に設計
The protocol is designed to accept standard extensions within a framework that enables and encourages backward compatibility.
プロトコルは、下位互換性を有効にして促進するフレームワーク内の標準拡張を受け入れるように設計されています。
NFSv4.1 has the following goals, within the framework established by the overall NFSv4 goals.
NFSv4.1には、NFSv4全体の目標によって確立されたフレームワーク内で、次の目標があります。
o To correct significant structural weaknesses and oversights discovered in the base protocol.
o 基本プロトコルで発見された重大な構造上の弱点と見落としを修正するため。
o To add clarity and specificity to areas left unaddressed or not addressed in sufficient detail in the base protocol. However, as stated in Section 1.3, it is not a goal to clarify the NFSv4.0 protocol in the NFSv4.1 specification.
o 基本プロトコルで十分に詳細に説明されていない、または説明されていない領域に明確さと特異性を追加するため。ただし、セクション1.3で述べたように、NFSv4.1仕様でNFSv4.0プロトコルを明確にすることは目標ではありません。
o To add specific features based on experience with the existing protocol and recent industry developments.
o 既存のプロトコルの経験と最近の業界の発展に基づいて特定の機能を追加します。
o To provide protocol support to take advantage of clustered server deployments including the ability to provide scalable parallel access to files distributed among multiple servers.
o 複数のサーバーに分散されたファイルへのスケーラブルな並列アクセスを提供する機能を含む、クラスター化されたサーバー展開を利用するためのプロトコルサポートを提供します。
The following definitions provide an appropriate context for the reader.
次の定義は、読者に適切なコンテキストを提供します。
Byte: In this document, a byte is an octet, i.e., a datum exactly 8 bits in length.
バイト：このドキュメントでは、バイトはオクテット、つまり長さがちょうど8ビットのデータムです。
Client: The client is the entity that accesses the NFS server's resources. The client may be an application that contains the logic to access the NFS server directly. The client may also be the traditional operating system client that provides remote file system services for a set of applications.
クライアント：クライアントは、NFSサーバーのリソースにアクセスするエンティティです。クライアントは、NFSサーバーに直接アクセスするためのロジックを含むアプリケーションである場合があります。クライアントは、一連のアプリケーションにリモートファイルシステムサービスを提供する従来のオペレーティングシステムクライアントでもかまいません。
A client is uniquely identified by a client owner.
クライアントは、クライアントの所有者によって一意に識別されます。
With reference to byte-range locking, the client is also 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.
バイト範囲のロックに関して、クライアントは、1つ以上のアプリケーションのために一連のロックを維持するエンティティでもあります。このクライアントは、管理するロックのクラッシュまたは障害回復を担当します。
Note that multiple clients may share the same transport and connection and multiple clients may exist on the same network node.
複数のクライアントが同じトランスポートと接続を共有し、複数のクライアントが同じネットワークノードに存在する場合があることに注意してください。
Client ID: The client ID is a 64-bit quantity used as a unique, short-hand reference to a client-supplied verifier and client owner. The server is responsible for supplying the client ID.
クライアントID：クライアントIDは64ビットの数量であり、クライアントが提供するベリファイアおよびクライアントの所有者への一意の短縮形の参照として使用されます。サーバーは、クライアントIDを提供します。
Client Owner: The client owner is a unique string, opaque to the server, that identifies a client. Multiple network connections and source network addresses originating from those connections may share a client owner. The server is expected to treat requests from connections with the same client owner as coming from the same client.
クライアント所有者：クライアント所有者は、クライアントを識別する、サーバーに対して不透明な一意の文字列です。複数のネットワーク接続とそれらの接続から発信されたソースネットワークアドレスは、クライアントの所有者を共有する場合があります。サーバーは、同じクライアント所有者との接続からの要求を、同じクライアントからの要求として扱うことが期待されています。
File System: The file system is the collection of objects on a server (as identified by the major identifier of a server owner, which is defined later in this section) that share the same fsid attribute (see Section 5.8.1.9).
ファイルシステム：ファイルシステムは、同じfsid属性を共有するサーバー上のオブジェクトのコレクションです（このセクションの後半で定義されるサーバー所有者の主要な識別子によって識別されます）（5.8.1.9を参照）。
Lease: A lease is an interval of time defined by the server for which the client is irrevocably granted locks. At the end of a lease period, locks may be revoked if the lease has not been extended. A lock must be revoked if a conflicting lock has been granted after the lease interval.
リース：リースは、クライアントがロックを取り返しのつかない形で許可されているサーバーによって定義される時間間隔です。リース期間の終了時に、リースが延長されていない場合、ロックが取り消されることがあります。リース期間後に競合するロックが付与されている場合は、ロックを取り消す必要があります。
A server grants a client a single lease for all state.
サーバーは、すべての状態に対して単一のリースをクライアントに許可します。
Lock: The term "lock" is used to refer to byte-range (in UNIX environments, also known as record) locks, share reservations, delegations, or layouts unless specifically stated otherwise.
ロック：「ロック」という用語は、特に明記されていない限り、（UNIX環境ではレコードとも呼ばれる）バイト範囲のロック、共有予約、委任、またはレイアウトを指すために使用されます。
Secret State Verifier (SSV): The SSV is a unique secret key shared between a client and server. The SSV serves as the secret key for an internal (that is, internal to NFSv4.1) Generic Security Services (GSS) mechanism (the SSV GSS mechanism; see Section 2.10.9). The SSV GSS mechanism uses the SSV to compute message integrity code (MIC) and Wrap tokens. See Section 2.10.8.3 for more details on how NFSv4.1 uses the SSV and the SSV GSS mechanism.
Secret State Verifier（SSV）：SSVは、クライアントとサーバー間で共有される一意の秘密鍵です。 SSVは、内部（つまりNFSv4.1の内部）のGeneric Security Services（GSS）メカニズム（SSV GSSメカニズム。セクション2.10.9を参照）の秘密鍵として機能します。 SSV GSSメカニズムは、SSVを使用してメッセージ整合性コード（MIC）とラップトークンを計算します。 NFSv4.1がSSVおよびSSV GSSメカニズムを使用する方法の詳細については、セクション2.10.8.3を参照してください。
Server: The Server is the entity responsible for coordinating client access to a set of file systems and is identified by a server owner. A server can span multiple network addresses.
サーバー：サーバーは、一連のファイルシステムへのクライアントアクセスの調整を担当するエンティティであり、サーバーの所有者によって識別されます。サーバーは複数のネットワークアドレスにまたがることができます。
Server Owner: The server owner identifies the server to the client. The server owner consists of a major identifier and a minor identifier. When the client has two connections each to a peer with the same major identifier, the client assumes that both peers are the same server (the server namespace is the same via each connection) and that lock state is sharable across both connections. When each peer has both the same major and minor identifiers, the client assumes that each connection might be associable with the same session.
サーバー所有者：サーバー所有者は、クライアントに対してサーバーを識別します。サーバー所有者は、メジャーIDとマイナーIDで構成されます。クライアントが同じメジャー識別子を持つピアへの接続をそれぞれ2つ持っている場合、クライアントは両方のピアが同じサーバー（サーバーの名前空間は各接続を通じて同じ）であると想定し、ロック状態は両方の接続で共有可能です。各ピアが同じメジャーIDとマイナーIDの両方を持っている場合、クライアントは、各接続が同じセッションに関連付けられている可能性があると想定します。
Stable Storage: Stable storage is storage from which data stored by an NFSv4.1 server can be recovered without data loss from multiple power failures (including cascading power failures, that is, several power failures in quick succession), operating system failures, and/or hardware failure of components other than the storage medium itself (such as disk, nonvolatile RAM, flash memory, etc.).
安定したストレージ：安定したストレージとは、NFSv4.1サーバーによって保存されたデータを、複数の電源障害（カスケード電源障害、つまり連続した複数の電源障害を含む）、オペレーティングシステムの障害、および/またはまたは、ストレージメディア自体以外のコンポーネント（ディスク、不揮発性RAM、フラッシュメモリなど）のハードウェア障害。
Some examples of stable storage that are allowable for an NFS server include: 1. Media commit of data; that is, the modified data has been successfully written to the disk media, for example, the disk platter.
NFSサーバーで許容される安定したストレージの例には、次のものがあります。1.データのメディアコミット。つまり、変更されたデータはディスクメディア（ディスクプラッターなど）に正常に書き込まれました。
2. An immediate reply disk drive with battery-backed, on-drive intermediate storage or uninterruptible power system (UPS).
2. バッテリバックアップ式のドライブ上の中間ストレージまたは無停電電源システム（UPS）を備えた即時応答ディスクドライブ。
3. Server commit of data with battery-backed intermediate storage and recovery software.
3. バッテリバックアップ式の中間ストレージおよびリカバリソフトウェアを使用した、サーバーによるデータのコミット。
4. Cache commit with uninterruptible power system (UPS) and recovery software.
4. 無停電電源システム（UPS）と回復ソフトウェアによるキャッシュコミット。
Stateid: A stateid is a 128-bit quantity returned by a server that uniquely defines the open and locking states provided by the server for a specific open-owner or lock-owner/open-owner pair for a specific file and type of lock.
Stateid：Stateidは、サーバーによって返される128ビットの数量であり、特定のファイルとロックのタイプについて、特定のオープン所有者またはロック所有者/オープン所有者のペアに対してサーバーによって提供されるオープン状態とロック状態を一意に定義します。
Verifier: A verifier is 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.
ベリファイア：ベリファイアはクライアントによって生成された64ビットの量であり、サーバーがクライアントを再起動して以前のロック状態をすべて失ったかどうかを判断するために使用できます。
The major features of the NFSv4.1 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 who is new to the NFS protocols. For the reader new to the NFS protocols, there is still a set of fundamental knowledge that is expected. The reader should be familiar with the External Data Representation (XDR) and Remote Procedure Call (RPC) protocols as described in [2] and [3]. A basic knowledge of file systems and distributed file systems is expected as well.
NFSv4.1プロトコルの主な機能について簡単に説明します。これは、NFSプロトコルの以前のバージョンに精通している読者と、NFSプロトコルに不慣れな読者の両方に適切なコンテキストを提供するために行われます。 NFSプロトコルを初めて使用する読者にとって、期待される基本的な知識のセットはまだあります。 [2]および[3]で説明されているように、読者は外部データ表現（XDR）およびリモートプロシージャコール（RPC）プロトコルに精通している必要があります。ファイルシステムと分散ファイルシステムの基本的な知識も必要です。
In general, this specification of NFSv4.1 will not distinguish those features added in minor version 1 from those present in the base protocol but will treat NFSv4.1 as a unified whole. See Section 1.8 for a summary of the differences between NFSv4.0 and NFSv4.1.
一般に、NFSv4.1のこの仕様は、マイナーバージョン1で追加された機能と基本プロトコルに存在する機能を区別しませんが、NFSv4.1を統一された全体として扱います。 NFSv4.0とNFSv4.1の違いの概要については、セクション1.8を参照してください。
As with previous versions of NFS, the External Data Representation (XDR) and Remote Procedure Call (RPC) mechanisms used for the NFSv4.1 protocol are those defined in [2] and [3]. To meet end-to-end security requirements, the RPCSEC_GSS framework [4] is 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 NFSv4 protocol. Kerberos V5 is used as described in [5] to provide one security framework. With the use of RPCSEC_GSS, other mechanisms may also be specified and used for NFSv4.1 security.
以前のバージョンのNFSと同様に、NFSv4.1プロトコルに使用される外部データ表現（XDR）およびリモートプロシージャコール（RPC）メカニズムは、[2]および[3]で定義されたものです。エンドツーエンドのセキュリティ要件を満たすために、RPCSEC_GSSフレームワーク[4]を使用して、基本的なRPCセキュリティを拡張します。 RPCSEC_GSSを使用すると、NFSv4プロトコルに認証、整合性、およびプライバシーを提供するさまざまなメカニズムを提供できます。 Kerberos V5は、[5]で説明されているように使用され、1つのセキュリティフレームワークを提供します。 RPCSEC_GSSを使用すると、NFSv4.1セキュリティーのために他のメカニズムも指定および使用できます。
To enable in-band security negotiation, the NFSv4.1 protocol has operations that provide 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.
帯域内セキュリティネゴシエーションを有効にするために、NFSv4.1プロトコルには、サーバーのファイルシステムリソースへのアクセスに使用する必要のあるセキュリティメカニズムに関するポリシーについてサーバーに問い合わせる方法をクライアントに提供する操作があります。これにより、クライアントは、クライアントとサーバーの両方で指定されたポリシーを満たすセキュリティメカニズムに安全に一致させることができます。
NFSv4.1 introduces parallel access (see Section 1.7.2.2), which is called pNFS. The security framework described in this section is significantly modified by the introduction of pNFS (see Section 12.9), because data access is sometimes not over RPC. The level of significance varies with the storage protocol (see Section 12.2.5) and can be as low as zero impact (see Section 13.12).
NFSv4.1では、pNFSと呼ばれる並列アクセス（セクション1.7.2.2を参照）が導入されています。このセクションで説明するセキュリティフレームワークは、pNFSの導入（セクション12.9を参照）によって大幅に変更されています。これは、データアクセスがRPCを経由しない場合があるためです。有意性のレベルは、ストレージプロトコル（セクション12.2.5を参照）によって異なり、影響を最小限に抑えることができます（セクション13.12を参照）。
Unlike NFSv3, which used a series of ancillary protocols (e.g., NLM, NSM (Network Status Monitor), MOUNT), within all minor versions of NFSv4 a single RPC protocol is used to make requests to the server. Facilities that had been separate protocols, such as locking, are now integrated within a single unified protocol.
一連の補助プロトコル（NLM、NSM（ネットワークステータスモニター）、MOUNTなど）を使用したNFSv3とは異なり、NFSv4のすべてのマイナーバージョンでは、単一のRPCプロトコルを使用してサーバーにリクエストを送信します。ロックなどの個別のプロトコルであった機能は、現在、単一の統合プロトコルに統合されています。
Minor version 1 supports high-performance data access to a clustered server implementation by enabling a separation of metadata access and data access, with the latter done to multiple servers in parallel.
マイナーバージョン1は、メタデータアクセスとデータアクセスの分離を有効にすることにより、クラスター化されたサーバー実装への高性能データアクセスをサポートし、後者は複数のサーバーに対して並列に実行されます。
Such parallel data access is controlled by recallable objects known as "layouts", which are integrated into the protocol locking model. Clients direct requests for data access to a set of data servers specified by the layout via a data storage protocol which may be NFSv4.1 or may be another protocol.
このような並列データアクセスは、「ロックアウト」と呼ばれるリコール可能なオブジェクトによって制御され、プロトコルロックモデルに統合されています。クライアントは、NFSv4.1または別のプロトコルのデータストレージプロトコルを介して、レイアウトで指定された一連のデータサーバーにデータアクセスの要求を送信します。
Because the protocols used for parallel data access are not necessarily RPC-based, the RPC-based security model (Section 1.7.1) is obviously impacted (see Section 12.9). The degree of impact varies with the storage protocol (see Section 12.2.5) used for data access, and can be as low as zero (see Section 13.12).
並列データアクセスに使用されるプロトコルは必ずしもRPCベースではないため、RPCベースのセキュリティモデル（セクション1.7.1）は明らかに影響を受けます（セクション12.9を参照）。影響の程度は、データアクセスに使用されるストレージプロトコル（セクション12.2.5を参照）によって異なり、ゼロ（セクション13.12を参照）まで低くなることがあります。
The general file system model used for the NFSv4.1 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.
NFSv4.1プロトコルに使用される一般的なファイルシステムモデルは、以前のバージョンと同じです。サーバーファイルシステムは階層構造になっており、通常のファイルは不透明なバイトストリームとして扱われます。わずかな出発点として、ファイル名とディレクトリ名は国際化の基本に対処するためにUTF-8でエンコードされています。
The NFSv4.1 protocol does not require a separate protocol to provide for the initial mapping between path name and filehandle. All file systems exported by a server are presented as a tree so that all file systems are reachable from a special per-server global root filehandle. This allows LOOKUP operations to be used to perform functions previously provided by the MOUNT protocol. The server provides any necessary pseudo file systems to bridge any gaps that arise due to unexported gaps between exported file systems.
NFSv4.1プロトコルは、パス名とファイルハンドル間の初期マッピングを提供するために、別個のプロトコルを必要としません。サーバーによってエクスポートされるすべてのファイルシステムはツリーとして表示されるため、すべてのファイルシステムはサーバーごとの特別なグローバルルートファイルハンドルから到達可能です。これにより、LOOKUP操作を使用して、以前にMOUNTプロトコルで提供されていた機能を実行できます。サーバーは、エクスポートされたファイルシステム間のエクスポートされていないギャップによって生じるギャップを埋めるために必要な疑似ファイルシステムを提供します。
As in previous versions of the NFS protocol, opaque filehandles are used to identify individual files and directories. Lookup-type and create operations translate file and directory names to filehandles, which are then used to identify objects in subsequent operations.
以前のバージョンのNFSプロトコルと同様に、不透明なファイルハンドルを使用して、個々のファイルとディレクトリを識別します。ルックアップタイプおよび作成操作は、ファイル名とディレクトリ名をファイルハンドルに変換します。これらは、その後の操作でオブジェクトを識別するために使用されます。
The NFSv4.1 protocol provides support for persistent filehandles, guaranteed to be valid for the lifetime of the file system object designated. In addition, it provides support to servers to provide filehandles with more limited validity guarantees, called volatile filehandles.
NFSv4.1プロトコルは、永続的なファイルハンドルのサポートを提供し、指定されたファイルシステムオブジェクトの存続期間中有効であることを保証します。さらに、それはサーバーにサポートを提供し、揮発性ファイルハンドルと呼ばれる、より限定された有効性保証を備えたファイルハンドルを提供します。
The NFSv4.1 protocol has a rich and extensible file object attribute structure, which is divided into REQUIRED, RECOMMENDED, and named attributes (see Section 5).
NFSv4.1プロトコルには、豊富で拡張可能なファイルオブジェクトの属性構造があり、REQUIRED、RECOMMENDED、およびnamed属性に分かれています（セクション5を参照）。
Several (but not all) of the REQUIRED attributes are derived from the attributes of NFSv3 (see the definition of the fattr3 data type in [31]). An example of a REQUIRED attribute is the file object's type (Section 5.8.1.2) so that regular files can be distinguished from directories (also known as folders in some operating environments) and other types of objects. REQUIRED attributes are discussed in Section 5.1.
REQUIRED属性のいくつか（すべてではない）は、NFSv3の属性から派生しています（[31]のfattr3データ型の定義を参照してください）。 REQUIRED属性の例は、ファイルオブジェクトのタイプ（5.8.1.2項）です。これにより、通常のファイルをディレクトリ（一部の動作環境ではフォルダとも呼ばれます）や他のタイプのオブジェクトと区別できます。必須属性については、セクション5.1で説明します。
An example of three RECOMMENDED attributes are acl, sacl, and dacl. These attributes define an Access Control List (ACL) on a file object (Section 6). An ACL provides directory and file access control beyond the model used in NFSv3. The ACL definition allows for specification of specific sets of permissions for individual users and groups. In addition, ACL inheritance allows propagation of access permissions and restrictions down a directory tree as file system objects are created. RECOMMENDED attributes are discussed in Section 5.2.
3つのRECOMMENDED属性の例は、acl、sacl、daclです。これらの属性は、ファイルオブジェクトのアクセス制御リスト（ACL）を定義します（セクション6）。 ACLは、NFSv3で使用されるモデルを超えたディレクトリおよびファイルアクセス制御を提供します。 ACL定義では、個々のユーザーとグループに特定の権限セットを指定できます。さらに、ACLの継承により、ファイルシステムオブジェクトが作成されたときに、アクセス許可と制限をディレクトリツリーに伝達できます。推奨される属性については、セクション5.2で説明します。
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. NFSv4.1 modifies named attributes relative to NFSv4.0 by tightening the allowed operations in order to prevent the development of non-interoperable implementations. Named attributes are discussed in Section 5.3.
名前付き属性は、ディレクトリまたはファイルに関連付けられ、文字列名で参照される不透明なバイトストリームです。名前付き属性は、アプリケーション固有のデータを通常のファイルまたはディレクトリに関連付ける方法としてクライアントアプリケーションによって使用されることを意図しています。 NFSv4.1は、相互運用性のない実装の開発を防ぐために、許可される操作を厳しくすることにより、NFSv4.0に関連する名前付き属性を変更します。名前付き属性については、セクション5.3で説明します。
NFSv4.1 contains a number of features to allow implementation of namespaces that cross server boundaries and that allow and facilitate a non-disruptive transfer of support for individual file systems between servers. They are all based upon attributes that allow one file system to specify alternate or new locations for that file system.
NFSv4.1には、サーバーの境界を越える名前空間の実装を可能にし、サーバー間の個々のファイルシステムのサポートを無停止で転送できるようにする多数の機能が含まれています。これらはすべて、1つのファイルシステムがそのファイルシステムの代替または新しい場所を指定できるようにする属性に基づいています。
These attributes may be used together with the concept of absent file systems, which provide specifications for additional locations but no actual file system content. This allows a number of important facilities:
これらの属性は、追加の場所の仕様を提供しますが、実際のファイルシステムのコンテンツは提供しない、存在しないファイルシステムの概念と一緒に使用できます。これにより、いくつかの重要な機能が可能になります。
o Location attributes may be used with absent file systems to implement referrals whereby one server may direct the client to a file system provided by another server. This allows extensive multi-server namespaces to be constructed.
o ロケーション属性は、存在しないファイルシステムで使用して紹介を実装することができます。これにより、あるサーバーが別のサーバーが提供するファイルシステムにクライアントを誘導できます。これにより、広範なマルチサーバー名前空間を構築できます。
o Location attributes may be provided for present file systems to provide the locations of alternate file system instances or replicas to be used in the event that the current file system instance becomes unavailable.
o 現在のファイルシステムインスタンスが使用できなくなった場合に使用される代替ファイルシステムインスタンスまたはレプリカの場所を提供するために、現在のファイルシステムに場所属性を提供できます。
o Location attributes may be provided when a previously present file system becomes absent. This allows non-disruptive migration of file systems to alternate servers.
o 以前に存在していたファイルシステムが存在しなくなったときに、場所属性が提供される場合があります。これにより、ファイルシステムを無停止で代替サーバーに移行できます。
As mentioned previously, NFSv4.1 is a single protocol that includes locking facilities. These locking facilities include support for many types of locks including a number of sorts of recallable locks.
前述のように、NFSv4.1はロック機能を含む単一のプロトコルです。これらのロック機能には、さまざまな種類の再呼び出し可能なロックを含む、さまざまなタイプのロックのサポートが含まれています。
Recallable locks such as delegations allow the client to be assured that certain events will not occur so long as that lock is held. When circumstances change, the lock is recalled via a callback request. The assurances provided by delegations allow more extensive caching to be done safely when circumstances allow it.
委任などの呼び出し可能なロックにより、クライアントは、そのロックが保持されている限り、特定のイベントが発生しないことを保証できます。状況が変化すると、ロックはコールバック要求を介して呼び出されます。委任によって提供される保証により、状況によっては、より広範なキャッシュを安全に行うことができます。
The types of locks are:
ロックのタイプは次のとおりです。
o Share reservations as established by OPEN operations.
o OPEN操作によって確立された予約を共有します。
o Byte-range locks.
o バイト範囲ロック。
o File delegations, which are recallable locks that assure the holder that inconsistent opens and file changes cannot occur so long as the delegation is held.
o ファイルの委任。これは、委任が保持されている限り、一貫性のないオープンとファイルの変更が発生しないことを保持者に保証するリコール可能なロックです。
o Directory delegations, which are recallable locks that assure the holder that inconsistent directory modifications cannot occur so long as the delegation is held.
o 委任が保持されている限り、一貫性のないディレクトリ変更が発生しないことを保持者に保証する、呼び出し可能なロックであるディレクトリ委任。
o Layouts, which are recallable objects that assure the holder that direct access to the file data may be performed directly by the client and that no change to the data's location that is inconsistent with that access may be made so long as the layout is held.
o レイアウトは、ファイルデータへの直接アクセスをクライアントが直接実行できること、およびレイアウトが保持されている限り、そのアクセスと矛盾するデータの場所への変更が行われないことを保証するリコール可能なオブジェクトです。
All locks for a given client are tied together under a single client-wide lease. All requests made on sessions associated with the client renew that lease. When the client's lease is not promptly renewed, the client's locks are subject to revocation. In the event of server restart, clients have the opportunity to safely reclaim their locks within a special grace period.
特定のクライアントのすべてのロックは、単一のクライアント全体のリースの下で結合されます。クライアントに関連付けられたセッションで行われたすべての要求は、そのリースを更新します。クライアントのリースがすぐに更新されない場合、クライアントのロックは取り消されます。サーバーが再起動した場合、クライアントは特別な猶予期間内に安全にロックを取り戻すことができます。
The following summarizes the major differences between minor version 1 and the base protocol:
以下は、マイナーバージョン1と基本プロトコルの主な違いを要約したものです。
o Implementation of the sessions model (Section 2.10).
o セッションモデルの実装（セクション2.10）。
o Parallel access to data (Section 12).
o データへの並列アクセス（セクション12）。
o Addition of the RECLAIM_COMPLETE operation to better structure the lock reclamation process (Section 18.51).
o RECLAIM_COMPLETE操作を追加して、ロック再利用プロセスをより適切に構成します（セクション18.51）。
o Enhanced delegation support as follows.
o 次のように強化された委任サポート。
* Delegations on directories and other file types in addition to regular files (Section 18.39, Section 18.49).
* 通常のファイル（セクション18.39、セクション18.49）に加えて、ディレクトリおよびその他のファイルタイプの委任。
* Operations to optimize acquisition of recalled or denied delegations (Section 18.49, Section 20.5, Section 20.7).
* リコールまたは拒否された委任の取得を最適化する操作（セクション18.49、セクション20.5、セクション20.7）。
* Notifications of changes to files and directories (Section 18.39, Section 20.4).
* ファイルとディレクトリへの変更の通知（セクション18.39、セクション20.4）。
* A method to allow a server to indicate that it is recalling one or more delegations for resource management reasons, and thus a method to allow the client to pick which delegations to return (Section 20.6).
* サーバーがリソース管理上の理由で1つ以上の委任を呼び出していることを示すことができるメソッド。したがって、クライアントが返す委任を選択できるようにするメソッド（セクション20.6）。
o Attributes can be set atomically during exclusive file create via the OPEN operation (see the new EXCLUSIVE4_1 creation method in Section 18.16).
o 属性は、OPEN操作による排他的なファイルの作成中にアトミックに設定できます（セクション18.16の新しいEXCLUSIVE4_1作成メソッドを参照）。
o Open files can be preserved if removed and the hard link count ("hard link" is defined in an Open Group [Section 3.191 of Chapter 3 of Base Definitions of The Open Group Base Specifications Issue 6 IEEE Std 1003.1, 2004 Edition, HTML Version (www.opengroup.org), ISBN 1931624232"">6] standard) goes to zero, thus obviating the need for clients to rename deleted files to partially hidden names -- colloquially called "silly rename" (see the new OPEN4_RESULT_PRESERVE_UNLINKED reply flag in Section 18.16).
o オープンファイルは、削除されても保持され、ハードリンクカウント（「ハードリンク」はOpen Groupで定義されます[Open Group基本仕様のベース定義の第3章のセクション3.191、IEEE Std 1003.1、2004 Edition、HTMLバージョン（ www.opengroup.org）、ISBN 1931624232 ""> 6]標準）はゼロになり、クライアントが削除されたファイルの名前を部分的に非表示の名前に変更する必要がなくなります。セクション18.16）。
o Improved compatibility with Microsoft Windows for Access Control Lists (Section 6.2.3, Section 6.2.2, Section 6.4.3.2).
o Microsoft Windowsとのアクセス制御リストの互換性が向上しました（セクション6.2.3、セクション6.2.2、セクション6.4.3.2）。
o Data retention (Section 5.13).
o データ保持（セクション5.13）。
o Identification of the implementation of the NFS client and server (Section 18.35).
o NFSクライアントとサーバーの実装の識別（セクション18.35）。
o Support for notification of the availability of byte-range locks (see the new OPEN4_RESULT_MAY_NOTIFY_LOCK reply flag in Section 18.16 and see Section 20.11).
o バイト範囲ロックの可用性の通知のサポート（セクション18.16の新しいOPEN4_RESULT_MAY_NOTIFY_LOCK応答フラグとセクション20.11を参照）。
o In NFSv4.1, LIPKEY and SPKM-3 are not required security mechanisms [32].
o NFSv4.1では、LIPKEYとSPKM-3は必須のセキュリティメカニズムではありません[32]。
NFSv4.1 relies on core infrastructure common to nearly every operation. This core infrastructure is described in the remainder of this section.
NFSv4.1は、ほぼすべての操作に共通のコアインフラストラクチャに依存しています。このコアインフラストラクチャについては、このセクションの残りの部分で説明します。
The NFSv4.1 protocol is a Remote Procedure Call (RPC) application that uses RPC version 2 and the corresponding eXternal Data Representation (XDR) as defined in [3] and [2].
NFSv4.1プロトコルは、RPCバージョン2と、[3]および[2]で定義されている対応する外部データ表現（XDR）を使用するリモートプロシージャコール（RPC）アプリケーションです。
Previous NFS versions have been thought of as having a host-based authentication model, where the NFS server authenticates the NFS client, and trusts the client to authenticate all users. Actually, NFS has always depended on RPC for authentication. One of the first forms of RPC authentication, AUTH_SYS, had no strong authentication and required a host-based authentication approach. NFSv4.1 also depends on RPC for basic security services and mandates RPC support for a user-based authentication model. The user-based authentication model has user principals authenticated by a server, and in turn the server authenticated by user principals. RPC provides some basic security services that are used by NFSv4.1.
以前のNFSバージョンは、NFSサーバーがNFSクライアントを認証し、クライアントを信頼してすべてのユーザーを認証するホストベースの認証モデルを持つと考えられていました。実際、NFSは常にRPCに依存して認証を行ってきました。 RPC認証の最初の形式の1つであるAUTH_SYSには強力な認証がなく、ホストベースの認証アプローチが必要でした。 NFSv4.1は、基本的なセキュリティサービスをRPCに依存し、ユーザーベースの認証モデルのRPCサポートを義務付けています。ユーザーベースの認証モデルでは、サーバーによって認証されたユーザープリンシパルがあり、サーバーはユーザープリンシパルによって認証されています。 RPCは、NFSv4.1で使用されるいくつかの基本的なセキュリティサービスを提供します。
As described in Section 7.2 ("Authentication") of [3], RPC security is encapsulated in the RPC header, via a security or authentication flavor, and information specific to the specified security flavor. Every RPC header conveys information used to identify and authenticate a client and server. As discussed in Section 2.2.1.1.1, some security flavors provide additional security services.
[3]のセクション7.2（「認証」）で説明されているように、RPCセキュリティは、セキュリティまたは認証フレーバー、および指定されたセキュリティフレーバーに固有の情報を介して、RPCヘッダーにカプセル化されます。すべてのRPCヘッダーは、クライアントとサーバーの識別と認証に使用される情報を伝達します。セクション2.2.1.1.1で説明したように、一部のセキュリティフレーバーは追加のセキュリティサービスを提供します。
NFSv4.1 clients and servers MUST implement RPCSEC_GSS. (This requirement to implement is not a requirement to use.) Other flavors, such as AUTH_NONE and AUTH_SYS, MAY be implemented as well.
NFSv4.1クライアントとサーバーは、RPCSEC_GSSを実装する必要があります。 （この実装するための要件は、使用するための要件ではありません。）AUTH_NONEやAUTH_SYSなどの他のフレーバーも実装できます（MAY）。
RPCSEC_GSS [4] uses the functionality of GSS-API [7]. This allows for the use of various security mechanisms by the RPC layer without the additional implementation overhead of adding RPC security flavors.
RPCSEC_GSS [4]は、GSS-API [7]の機能を使用します。これにより、RPCセキュリティフレーバーを追加することによる追加の実装オーバーヘッドなしで、RPCレイヤーによるさまざまなセキュリティメカニズムの使用が可能になります。
Via the GSS-API, RPCSEC_GSS can be used to identify and authenticate users on clients to servers, and servers to users. It can also perform integrity checking on the entire RPC message, including the RPC header, and on the arguments or results. Finally, privacy, usually via encryption, is a service available with RPCSEC_GSS. Privacy is performed on the arguments and results. Note that if privacy is selected, integrity, authentication, and identification are enabled. If privacy is not selected, but integrity is selected, authentication and identification are enabled. If integrity and privacy are not selected, but authentication is enabled, identification is enabled. RPCSEC_GSS does not provide identification as a separate service.
GSS-APIを介して、RPCSEC_GSSを使用して、クライアントからサーバーへのユーザー、およびサーバーからユーザーへのユーザーを識別および認証できます。また、RPCヘッダーを含むRPCメッセージ全体、および引数や結果に対して整合性チェックを実行できます。最後に、通常は暗号化によるプライバシーは、RPCSEC_GSSで利用可能なサービスです。プライバシーは引数と結果に基づいて実行されます。プライバシーを選択すると、整合性、認証、および識別が有効になることに注意してください。プライバシーは選択されていないが、整合性は選択されている場合、認証と識別が有効になります。整合性とプライバシーが選択されていないが、認証が有効になっている場合、識別が有効になります。 RPCSEC_GSSは、個別のサービスとして識別を提供しません。
Although GSS-API has an authentication service distinct from its privacy and integrity services, GSS-API's authentication service is not used for RPCSEC_GSS's authentication service. Instead, each RPC request and response header is integrity protected with the GSS-API integrity service, and this allows RPCSEC_GSS to offer per-RPC authentication and identity. See [4] for more information.
GSS-APIには、プライバシーサービスと整合性サービスとは異なる認証サービスがありますが、GSS-APIの認証サービスは、RPCSEC_GSSの認証サービスには使用されません。代わりに、各RPC要求および応答ヘッダーはGSS-API整合性サービスで整合性が保護されており、これによりRPCSEC_GSSはRPCごとの認証とIDを提供できます。詳細については、[4]を参照してください。
NFSv4.1 client and servers MUST support RPCSEC_GSS's integrity and authentication service. NFSv4.1 servers MUST support RPCSEC_GSS's privacy service. NFSv4.1 clients SHOULD support RPCSEC_GSS's privacy service.
NFSv4.1クライアントとサーバーは、RPCSEC_GSSの整合性と認証サービスをサポートする必要があります。 NFSv4.1サーバーは、RPCSEC_GSSのプライバシーサービスをサポートする必要があります。 NFSv4.1クライアントはRPCSEC_GSSのプライバシーサービスをサポートする必要があります（SHOULD）。
RPCSEC_GSS, via GSS-API, normalizes access to mechanisms that provide security services. Therefore, NFSv4.1 clients and servers MUST support the Kerberos V5 security mechanism.
RPCSEC_GSSは、GSS-APIを介して、セキュリティサービスを提供するメカニズムへのアクセスを正規化します。したがって、NFSv4.1クライアントとサーバーはKerberos V5セキュリティメカニズムをサポートする必要があります。
The use of RPCSEC_GSS requires selection of mechanism, quality of protection (QOP), and service (authentication, integrity, privacy). For the mandated security mechanisms, NFSv4.1 specifies that a QOP of zero is used, leaving it up to the mechanism or the mechanism's configuration to map QOP zero to an appropriate level of protection. Each mandated mechanism specifies a minimum set of cryptographic algorithms for implementing integrity and privacy. NFSv4.1 clients and servers MUST be implemented on operating environments that comply with the REQUIRED cryptographic algorithms of each REQUIRED mechanism.
RPCSEC_GSSを使用するには、メカニズム、保護品質（QOP）、およびサービス（認証、整合性、プライバシー）を選択する必要があります。必須のセキュリティメカニズムの場合、NFSv4.1はゼロのQOPが使用されることを指定し、メカニズムまたはメカニズムの構成に任せて、QOPゼロを適切な保護レベルにマップします。各必須メカニズムは、整合性とプライバシーを実装するための暗号化アルゴリズムの最小セットを指定します。 NFSv4.1クライアントとサーバーは、各必須メカニズムの必須暗号化アルゴリズムに準拠する動作環境に実装する必要があります。
The Kerberos V5 GSS-API mechanism as described in [5] MUST be implemented with the RPCSEC_GSS services as specified in the following table:
[5]で説明されているKerberos V5 GSS-APIメカニズムは、次の表で指定されているRPCSEC_GSSサービスを使用して実装する必要があります。
column descriptions:
1 == number of pseudo flavor
2 == name of pseudo flavor
3 == mechanism's OID
4 == RPCSEC_GSS service
5 == NFSv4.1 clients MUST support
6 == NFSv4.1 servers MUST support
1 2 3 4 5 6
------------------------------------------------------------------
390003 krb5 1.2.840.113554.1.2.2 rpc_gss_svc_none yes yes
390004 krb5i 1.2.840.113554.1.2.2 rpc_gss_svc_integrity yes yes
390005 krb5p 1.2.840.113554.1.2.2 rpc_gss_svc_privacy no yes
Note that the number and name of the pseudo flavor are presented here as a mapping aid to the implementor. Because the NFSv4.1 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 the NFSv3 since the security negotiation is done via the MOUNT protocol as described in [33].
疑似フレーバーの数と名前は、実装者へのマッピング支援としてここに示されていることに注意してください。 NFSv4.1プロトコルには、セキュリティをネゴシエートするメソッドが含まれており、GSS-APIメカニズムを理解しているため、疑似フレーバーは必要ありません。 [33]で説明されているように、セキュリティネゴシエーションはMOUNTプロトコルを介して行われるため、NFSv3には疑似フレーバーが必要です。
At the time NFSv4.1 was specified, the Advanced Encryption Standard (AES) with HMAC-SHA1 was a REQUIRED algorithm set for Kerberos V5. In contrast, when NFSv4.0 was specified, weaker algorithm sets were REQUIRED for Kerberos V5, and were REQUIRED in the NFSv4.0 specification, because the Kerberos V5 specification at the time did not specify stronger algorithms. The NFSv4.1 specification does not specify REQUIRED algorithms for Kerberos V5, and instead, the implementor is expected to track the evolution of the Kerberos V5 standard if and when stronger algorithms are specified.
NFSv4.1が指定された当時、HMAC-SHA1を備えたAdvanced Encryption Standard（AES）は、Kerberos V5に必要なアルゴリズムセットでした。対照的に、NFSv4.0が指定された場合、Kerberos V5仕様はより強力なアルゴリズムを指定しなかったため、より弱いアルゴリズムセットはKerberos V5に必須であり、NFSv4.0仕様で必須でした。 NFSv4.1仕様では、Kerberos V5の必須アルゴリズムは指定されていません。代わりに、より強力なアルゴリズムが指定されている場合、実装者はKerberos V5標準の進化を追跡することが期待されています。
2.2.1.1.1.2.1.1. Security Considerations for Cryptographic Algorithms in Kerberos V5
2.2.1.1.1.2.1.1. Kerberos V5の暗号化アルゴリズムのセキュリティに関する考慮事項
When deploying NFSv4.1, the strength of the security achieved depends on the existing Kerberos V5 infrastructure. The algorithms of Kerberos V5 are not directly exposed to or selectable by the client or server, so there is some due diligence required by the user of NFSv4.1 to ensure that security is acceptable where needed.
NFSv4.1を導入する場合、達成されるセキュリティの強度は、既存のKerberos V5インフラストラクチャに依存します。 Kerberos V5のアルゴリズムは、クライアントやサーバーに直接公開されたり、選択したりすることができないため、NFSv4.1のユーザーは、必要な場所でセキュリティを確実に受け入れるために、ある程度の注意が必要です。
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で使用されているセキュリティメカニズムに関係なく、NFSサーバーはGSS_C_NT_HOSTBASED_SERVICE名前タイプを介してGSS-APIで自身を識別しなければなりません（MUST）。 GSS_C_NT_HOSTBASED_SERVICEの名前の形式は次のとおりです。
service@hostname
service @ hostname
For NFS, the "service" element is
NFSの場合、「サービス」要素は
nfs
同じ
Implementations of security mechanisms will convert nfs@hostname to various different forms. For Kerberos V5, the following form is RECOMMENDED:
セキュリティメカニズムを実装すると、nfs @ hostnameがさまざまな形式に変換されます。 Kerberos V5の場合、次の形式が推奨されます。
nfs/hostname
nfs /ホスト名
A significant departure from the versions of the NFS protocol before NFSv4 is the introduction of the COMPOUND procedure. For the NFSv4 protocol, in all minor versions, there are exactly two RPC procedures, NULL and COMPOUND. The COMPOUND procedure is defined as a series of individual operations and these operations perform the sorts of functions performed by traditional NFS procedures.
NFSv4より前のバージョンのNFSプロトコルとの大きな違いは、COMPOUNDプロシージャの導入です。 NFSv4プロトコルの場合、すべてのマイナーバージョンには、NULLとCOMPOUNDの2つのRPCプロシージャがあります。 COMPOUNDプロシージャは一連の個別の操作として定義され、これらの操作は従来のNFSプロシージャによって実行される種類の機能を実行します。
The operations combined within a COMPOUND request are evaluated in order by the server, without any atomicity guarantees. A limited set of facilities exist to pass results from one operation to another. Once an operation returns a failing result, the evaluation ends and the results of all evaluated operations are returned to the client.
COMPOUND要求内で結合された操作は、原子性の保証なしに、サーバーによって順番に評価されます。ある操作の結果を別の操作に渡すための限られたセットの機能が存在します。操作が失敗した結果を返すと、評価は終了し、評価されたすべての操作の結果がクライアントに返されます。
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, multi-component look up requests can be constructed by combining multiple LOOKUP operations. Those can be further combined with operations such as GETATTR, READDIR, or OPEN plus READ to do more complicated sets of operation without incurring additional latency.
COMPOUNDプロシージャを使用すると、クライアントは単純または複雑な要求を作成できます。これらのCOMPOUND要求により、論理ファイルシステム操作に必要なRPCの数を減らすことができます。たとえば、複数コンポーネントのルックアップ要求は、複数のLOOKUP操作を組み合わせることで構築できます。これらをGETATTR、READDIR、またはOPENとREADなどの操作とさらに組み合わせて、追加のレイテンシを発生させることなく、より複雑な操作のセットを実行できます。
NFSv4.1 also contains a considerable set of callback operations in which the server makes an RPC directed at the client. Callback RPCs have a similar structure to that of the normal server requests. In all minor versions of the NFSv4 protocol, there are two callback RPC procedures: CB_NULL and CB_COMPOUND. The CB_COMPOUND procedure is defined in an analogous fashion to that of COMPOUND with its own set of callback operations.
NFSv4.1には、サーバーがRPCをクライアントに向けるコールバック操作のかなりのセットも含まれています。コールバックRPCは、通常のサーバー要求と同様の構造を持っています。 NFSv4プロトコルのすべてのマイナーバージョンには、CB_NULLとCB_COMPOUNDの2つのコールバックRPCプロシージャがあります。 CB_COMPOUNDプロシージャは、独自のコールバック操作のセットを持つCOMPOUNDのプロシージャと同様に定義されます。
The addition of new server and callback operations within the COMPOUND and CB_COMPOUND request framework provides a means of extending the protocol in subsequent minor versions.
COMPOUNDおよびCB_COMPOUND要求フレームワーク内に新しいサーバーとコールバック操作を追加すると、後続のマイナーバージョンでプロトコルを拡張する手段が提供されます。
Except for a small number of operations needed for session creation, server requests and callback requests are performed within the context of a session. Sessions provide a client context for every request and support robust reply protection for non-idempotent requests.
セッションの作成に必要な少数の操作を除いて、サーバー要求とコールバック要求はセッションのコンテキスト内で実行されます。セッションは、すべての要求にクライアントコンテキストを提供し、べき等でない要求に対する堅牢な応答保護をサポートします。
For each operation that obtains or depends on locking state, the specific client needs to be identifiable by the server.
ロック状態を取得または依存する各操作について、特定のクライアントがサーバーによって識別可能である必要があります。
Each distinct client instance is represented by a client ID. A client ID is a 64-bit identifier representing a specific client at a given time. The client ID is changed whenever the client re-initializes, and may change when the server re-initializes. Client IDs are used to support lock identification and crash recovery.
個別のクライアントインスタンスはそれぞれクライアントIDで表されます。クライアントIDは、特定の時点での特定のクライアントを表す64ビットの識別子です。クライアントIDは、クライアントが再初期化されるたびに変更され、サーバーが再初期化されるときに変更される場合があります。クライアントIDは、ロックの識別とクラッシュの回復をサポートするために使用されます。
During steady state operation, the client ID associated with each operation is derived from the session (see Section 2.10) on which the operation is sent. A session is associated with a client ID when the session is created.
定常状態の操作中、各操作に関連付けられたクライアントIDは、操作が送信されるセッション（セクション2.10を参照）から取得されます。セッションは、作成時にクライアントIDに関連付けられます。
Unlike NFSv4.0, the only NFSv4.1 operations possible before a client ID is established are those needed to establish the client ID.
NFSv4.0とは異なり、クライアントIDが確立される前に可能なNFSv4.1操作は、クライアントIDの確立に必要なものだけです。
A sequence of an EXCHANGE_ID operation followed by a CREATE_SESSION operation using that client ID (eir_clientid as returned from EXCHANGE_ID) is required to establish and confirm the client ID on the server. Establishment of identification by a new incarnation of the client also has the effect of immediately releasing any locking state that a previous incarnation of that same client might have had on the server. Such released state would include all byte-range lock, share reservation, layout state, and -- where the server supports neither the CLAIM_DELEGATE_PREV nor CLAIM_DELEG_CUR_FH claim types -- all delegation state associated with the same client with the same identity. For discussion of delegation state recovery, see Section 10.2.1. For discussion of layout state recovery, see Section 12.7.1.
サーバー上でクライアントIDを確立して確認するには、EXCHANGE_ID操作とそれに続くそのクライアントID（EXCHANGE_IDから返されたeir_clientid）を使用したCREATE_SESSION操作のシーケンスが必要です。クライアントの新しいインカネーションによる識別の確立には、その同じクライアントの以前のインカネーションがサーバー上で持っていた可能性があるロック状態を即座に解放する効果もあります。そのような解放された状態には、すべてのバイト範囲ロック、共有予約、レイアウト状態、およびサーバーがCLAIM_DELEGATE_PREVクレームタイプもCLAIM_DELEG_CUR_FHクレームタイプもサポートしない場合、同じIDを持つ同じクライアントに関連付けられたすべての委任状態が含まれます。委任状態の回復については、10.2.1項を参照してください。レイアウト状態の回復については、セクション12.7.1を参照してください。
Releasing such state requires that the server be able to determine that one client instance is the successor of another. Where this cannot be done, for any of a number of reasons, the locking state will remain for a time subject to lease expiration (see Section 8.3) and the new client will need to wait for such state to be removed, if it makes conflicting lock requests.
このような状態を解除するには、サーバーが、あるクライアントインスタンスが別のクライアントインスタンスの後継であると判断できる必要があります。これが実行できない場合、いくつかの理由のいずれかにより、ロック状態はリースの有効期限の対象となる時間の間維持され（セクション8.3を参照）、競合する場合、新しいクライアントはその状態が削除されるのを待つ必要があります。ロック要求。
Client identification is encapsulated in the following client owner
data type:
struct client_owner4 {
verifier4 co_verifier;
opaque co_ownerid<NFS4_OPAQUE_LIMIT>;
};
The first field, co_verifier, is a client incarnation verifier. The server will start the process of canceling the client's leased state if co_verifier is different than what the server has previously recorded for the identified client (as specified in the co_ownerid field).
最初のフィールドco_verifierは、クライアントインカネーションベリファイアです。 co_verifierが、識別されたクライアントに対してサーバーが以前に記録したもの（co_owneridフィールドで指定）と異なる場合、サーバーはクライアントのリース状態をキャンセルするプロセスを開始します。
The second field, co_ownerid, is a variable length string that uniquely defines the client so that subsequent instances of the same client bear the same co_ownerid with a different verifier.
2番目のフィールドco_owneridは可変長文字列で、クライアントを一意に定義するため、同じクライアントの後続のインスタンスは、異なるベリファイアを使用して同じco_owneridを保持します。
There are several considerations for how the client generates the co_ownerid string:
クライアントがco_ownerid文字列を生成する方法には、いくつかの考慮事項があります。
o The string should be unique so that multiple clients do not present the same string. The consequences of two clients presenting the same string range from one client getting an error to one client having its leased state abruptly and unexpectedly cancelled.
o 複数のクライアントが同じ文字列を提示しないように、文字列は一意である必要があります。 2つのクライアントが同じ文字列を提示することによる影響は、1つのクライアントがエラーを取得することから、1つのクライアントがリース状態を突然予期せずにキャンセルすることまでさまざまです。
o The string should be selected so that subsequent incarnations (e.g., restarts) of the same client cause the client to present the same string. The implementor is cautioned from an approach that requires the string to be recorded in a local file because this precludes the use of the implementation in an environment where there is no local disk and all file access is from an NFSv4.1 server.
o 同じクライアントの後続のインカネーション（たとえば、再起動）がクライアントに同じ文字列を提示させるように、文字列を選択する必要があります。ローカルディスクがなく、すべてのファイルアクセスがNFSv4.1サーバーからである環境で実装を使用できないため、実装者は、文字列をローカルファイルに記録する必要があるアプローチから警告を受けます。
o The string should be the same for each server network address that the client accesses. This way, if a server has multiple interfaces, the client can trunk traffic over multiple network paths as described in Section 2.10.5. (Note: the precise opposite was advised in the NFSv4.0 specification [30].)
o 文字列は、クライアントがアクセスする各サーバーネットワークアドレスで同じである必要があります。このようにして、サーバーに複数のインターフェースがある場合、クライアントはセクション2.10.5で説明されているように複数のネットワークパスを介してトラフィックをトランクできます。 （注：NFSv4.0仕様[30]では、正反対が推奨されていました。）
o The algorithm for generating the string should not assume that the client's network address will not change, unless the client implementation knows it is using statically assigned network addresses. This includes changes between client incarnations and even changes while the client is still running in its current incarnation. Thus, with dynamic address assignment, if the client includes just the client's network address in the co_ownerid string, there is a real risk that after the client gives up the network address, another client, using a similar algorithm for generating the co_ownerid string, would generate a conflicting co_ownerid string.
文字列を生成するアルゴリズムは、静的に割り当てられたネットワークアドレスを使用していることをクライアントの実装が認識していない限り、クライアントのネットワークアドレスが変更されないことを前提としてはなりません。これには、クライアントインカネーション間の変更や、クライアントが現在のインカネーションでまだ実行されている間の変更も含まれます。したがって、動的アドレス割り当てを使用して、クライアントがco_ownerid文字列にクライアントのネットワークアドレスのみを含める場合、クライアントがネットワークアドレスを放棄した後、co_ownerid文字列を生成するための同様のアルゴリズムを使用する別のクライアントが、競合するco_ownerid文字列を生成します。
Given the above considerations, an example of a well-generated co_ownerid string is one that includes:
上記の考慮事項を踏まえて、適切に生成されたco_ownerid文字列の例は、次のものを含みます。
o If applicable, the client's statically assigned network address.
o 該当する場合、クライアントに静的に割り当てられたネットワークアドレス。
o Additional information that tends to be unique, such as one or more of:
o 以下の1つ以上など、一意になる傾向がある追加情報。
* The client machine's serial number (for privacy reasons, it is best to perform some one-way function on the serial number).
* クライアントマシンのシリアル番号（プライバシー上の理由から、シリアル番号に対して一方向の機能を実行することをお勧めします）。
* A Media Access Control (MAC) address (again, a one-way function should be performed).
* メディアアクセスコントロール（MAC）アドレス（ここでも、一方向の機能を実行する必要があります）。
* The timestamp of when the NFSv4.1 software was first installed on the client (though this is subject to the previously mentioned caution about using information that is stored in a file, because the file might only be accessible over NFSv4.1).
* NFSv4.1ソフトウェアがクライアントに最初にインストールされたときのタイムスタンプ（ただし、ファイルにはNFSv4.1からしかアクセスできないため、ファイルに格納されている情報の使用に関する前述の注意が必要です）。
* A true random number. However, since this number ought to be the same between client incarnations, this shares the same problem as that of using the timestamp of the software installation.
* 真の乱数。ただし、この数はクライアントのインカネーション間で同じである必要があるため、ソフトウェアインストールのタイムスタンプを使用する場合と同じ問題を共有します。
o For a user-level NFSv4.1 client, it should contain additional information to distinguish the client from other user-level clients running on the same host, such as a process identifier or other unique sequence.
o ユーザーレベルのNFSv4.1クライアントの場合は、プロセス識別子や他の一意のシーケンスなど、同じホスト上で実行されている他のユーザーレベルのクライアントからクライアントを区別するための追加情報を含める必要があります。
The client ID is assigned by the server (the eir_clientid result from EXCHANGE_ID) and should be chosen so that it will not conflict with a client ID previously assigned by the server. This applies across server restarts.
クライアントIDはサーバーによって割り当てられ（EXCHANGE_IDからのeir_clientid結果）、サーバーによって以前に割り当てられたクライアントIDと競合しないように選択する必要があります。これは、サーバーの再起動全体に適用されます。
In the event of a server restart, a client may find out that its current client ID is no longer valid when it receives an NFS4ERR_STALE_CLIENTID error. The precise circumstances depend on the characteristics of the sessions involved, specifically whether the session is persistent (see Section 2.10.6.5), but in each case the client will receive this error when it attempts to establish a new session with the existing client ID and receives the error NFS4ERR_STALE_CLIENTID, indicating that a new client ID needs to be obtained via EXCHANGE_ID and the new session established with that client ID.
サーバーが再起動した場合、NFS4ERR_STALE_CLIENTIDエラーを受信すると、クライアントは現在のクライアントIDが無効であることを検出する場合があります。正確な状況は、関連するセッションの特性、特にセッションが永続的であるかどうか（セクション2.10.6.5を参照）によって異なりますが、いずれの場合も、既存のクライアントIDで新しいセッションを確立しようとすると、クライアントはこのエラーを受け取ります。エラーNFS4ERR_STALE_CLIENTIDを受け取ります。これは、EXCHANGE_IDを介して新しいクライアントIDを取得し、そのクライアントIDで確立された新しいセッションを示す必要があることを示します。
When a session is not persistent, the client will find out that it needs to create a new session as a result of getting an NFS4ERR_BADSESSION, since the session in question was lost as part of a server restart. When the existing client ID is presented to a server as part of creating a session and that client ID is not recognized, as would happen after a server restart, the server will reject the request with the error NFS4ERR_STALE_CLIENTID.
セッションが永続的でない場合、クライアントは、問題のセッションがサーバーの再起動の一部として失われたため、NFS4ERR_BADSESSIONを取得した結果、新しいセッションを作成する必要があることがわかります。セッションの作成の一部として既存のクライアントIDがサーバーに提示され、そのクライアントIDが認識されない場合、サーバーの再起動後に発生するように、サーバーはエラーNFS4ERR_STALE_CLIENTIDで要求を拒否します。
In the case of the session being persistent, the client will re-establish communication using the existing session after the restart. This session will be associated with the existing client ID but may only be used to retransmit operations that the client previously transmitted and did not see replies to. Replies to operations that the server previously performed will come from the reply cache; otherwise, NFS4ERR_DEADSESSION will be returned. Hence, such a session is referred to as "dead". In this situation, in order to perform new operations, the client needs to establish a new session. If an attempt is made to establish this new session with the existing client ID, the server will reject the request with NFS4ERR_STALE_CLIENTID.
セッションが永続的である場合、クライアントは再起動後に既存のセッションを使用して通信を再確立します。このセッションは既存のクライアントIDに関連付けられますが、クライアントが以前に送信し、応答を確認しなかった操作を再送信するためにのみ使用できます。サーバーが以前に実行した操作への応答は、応答キャッシュから送られます。それ以外の場合は、NFS4ERR_DEADSESSIONが返されます。したがって、そのようなセッションは「デッド」と呼ばれます。この状況では、新しい操作を実行するために、クライアントは新しいセッションを確立する必要があります。既存のクライアントIDでこの新しいセッションを確立しようとすると、サーバーはNFS4ERR_STALE_CLIENTIDで要求を拒否します。
When NFS4ERR_STALE_CLIENTID is received in either of these situations, the client needs to obtain a new client ID by use of the EXCHANGE_ID operation, then use that client ID as the basis of a new session, and then proceed to any other necessary recovery for the server restart case (see Section 8.4.2).
これらの状況のいずれかでNFS4ERR_STALE_CLIENTIDが受信された場合、クライアントはEXCHANGE_ID操作を使用して新しいクライアントIDを取得し、そのクライアントIDを新しいセッションの基礎として使用してから、サーバーに必要なその他のリカバリに進む必要があります。ケースを再起動します（セクション8.4.2を参照）。
See the descriptions of EXCHANGE_ID (Section 18.35) and CREATE_SESSION (Section 18.36) for a complete specification of these operations.
これらの操作の完全な仕様については、EXCHANGE_ID（セクション18.35）およびCREATE_SESSION（セクション18.36）の説明を参照してください。
To facilitate upgrade from NFSv4.0 to NFSv4.1, a server may compare a value of data type client_owner4 in an EXCHANGE_ID with a value of data type nfs_client_id4 that was established using the SETCLIENTID operation of NFSv4.0. A server that does so will allow an upgraded client to avoid waiting until the lease (i.e., the lease established by the NFSv4.0 instance client) expires. This requires that the value of data type client_owner4 be constructed the same way as the value of data type nfs_client_id4. If the latter's contents included the server's network address (per the recommendations of the NFSv4.0 specification [30]), and the NFSv4.1 client does not wish to use a client ID that prevents trunking, it should send two EXCHANGE_ID operations. The first EXCHANGE_ID will have a client_owner4 equal to the nfs_client_id4. This will clear the state created by the NFSv4.0 client. The second EXCHANGE_ID will not have the server's network address. The state created for the second EXCHANGE_ID will not have to wait for lease expiration, because there will be no state to expire.
NFSv4.0からNFSv4.1へのアップグレードを容易にするために、サーバーはEXCHANGE_IDのデータ型client_owner4の値を、NFSv4.0のSETCLIENTID操作を使用して確立されたデータ型nfs_client_id4の値と比較する場合があります。これを行うサーバーにより、アップグレードされたクライアントは、リース（つまり、NFSv4.0インスタンスクライアントによって確立されたリース）が期限切れになるまで待機する必要がなくなります。これには、データ型client_owner4の値がデータ型nfs_client_id4の値と同じ方法で構築される必要があります。後者のコンテンツにサーバーのネットワークアドレスが含まれている場合（NFSv4.0仕様[30]の推奨に従って）、NFSv4.1クライアントはトランキングを妨げるクライアントIDを使用したくない場合、2つのEXCHANGE_ID操作を送信する必要があります。最初のEXCHANGE_IDには、nfs_client_id4と等しいclient_owner4があります。これにより、NFSv4.0クライアントによって作成された状態がクリアされます。 2番目のEXCHANGE_IDには、サーバーのネットワークアドレスは含まれません。 2番目のEXCHANGE_IDに対して作成された状態は、期限切れになる状態がないため、リースの期限切れを待つ必要はありません。
NFSv4.1 introduces a new operation called DESTROY_CLIENTID (Section 18.50), which the client SHOULD use to destroy a client ID it no longer needs. This permits graceful, bilateral release of a client ID. The operation cannot be used if there are sessions associated with the client ID, or state with an unexpired lease.
NFSv4.1はDESTROY_CLIENTID（セクション18.50）と呼ばれる新しい操作を導入します。クライアントはこれを使用して、不要になったクライアントIDを破棄する必要があります（SHOULD）。これにより、クライアントIDの適切な双方向リリースが可能になります。クライアントIDに関連付けられたセッションがある場合、またはリースが期限切れになっていない状態の場合、この操作は使用できません。
If the server determines that the client holds no associated state for its client ID (associated state includes unrevoked sessions, opens, locks, delegations, layouts, and wants), the server MAY choose to unilaterally release the client ID in order to conserve resources. If the client contacts the server after this release, the server MUST ensure that the client receives the appropriate error so that it will use the EXCHANGE_ID/CREATE_SESSION sequence to establish a new client ID. The server ought to be very hesitant to release a client ID 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 client ID unless there had been no activity from that client for many minutes. As long as there are sessions, opens, locks, delegations, layouts, or wants, the server MUST NOT release the client ID. See Section 2.10.13.1.4 for discussion on releasing inactive sessions.
クライアントがそのクライアントIDに関連付けられた状態を保持していないとサーバーが判断した場合（関連付けられた状態には、取り消されていないセッション、オープン、ロック、委任、レイアウト、および要求が含まれます）、サーバーはリソースを節約するために一方的にクライアントIDを解放することを選択できます（MAY）。このリリース後にクライアントがサーバーに接続する場合、サーバーは、クライアントが適切なエラーを受信し、EXCHANGE_ID / CREATE_SESSIONシーケンスを使用して新しいクライアントIDを確立するようにする必要があります。そのようなイベントから回復するためのクライアントでの結果的な作業は、サーバーに障害が発生して再起動した場合と同じ負担になるため、サーバーはクライアントIDを解放することを非常にためらう必要があります。通常、サーバーは、そのクライアントから何分間もアクティビティがない場合を除いて、クライアントIDを解放しません。セッション、オープン、ロック、委任、レイアウト、または要求がある限り、サーバーはクライアントIDを解放してはなりません（MUST NOT）。非アクティブなセッションの解放については、2.10.13.1.4項を参照してください。
When the server gets an EXCHANGE_ID for a client owner that currently has no state, or that has state but the lease has expired, the server MUST allow the EXCHANGE_ID and confirm the new client ID if followed by the appropriate CREATE_SESSION.
サーバーが、現在状態がないか、状態はあるがリースの期限が切れているクライアント所有者のEXCHANGE_IDを取得する場合、適切なCREATE_SESSIONが続く場合、サーバーはEXCHANGE_IDを許可し、新しいクライアントIDを確認する必要があります。
When the server gets an EXCHANGE_ID for a new incarnation of a client owner that currently has an old incarnation with state and an unexpired lease, the server is allowed to dispose of the state of the previous incarnation of the client owner if one of the following is true:
サーバーがクライアント所有者の新しいインカネーションのEXCHANGE_IDを取得しているが、現在状態が古いインカネーションと有効期限が切れていないリースがある場合、次のいずれかが当てはまる場合、サーバーはクライアント所有者の以前のインカネーションの状態を破棄できます。真：
o The principal that created the client ID for the client owner is the same as the principal that is sending the EXCHANGE_ID operation. Note that if the client ID was created with SP4_MACH_CRED state protection (Section 18.35), the principal MUST be based on RPCSEC_GSS authentication, the RPCSEC_GSS service used MUST be integrity or privacy, and the same GSS mechanism and principal MUST be used as that used when the client ID was created.
oクライアント所有者のクライアントIDを作成したプリンシパルは、EXCHANGE_ID操作を送信しているプリンシパルと同じです。クライアントIDがSP4_MACH_CRED状態保護（セクション18.35）で作成された場合、プリンシパルはRPCSEC_GSS認証に基づく必要があり、使用されるRPCSEC_GSSサービスは整合性またはプライバシーでなければならず、同じGSSメカニズムとプリンシパルは、クライアントIDが作成されました。
o The client ID was established with SP4_SSV protection (Section 18.35, Section 2.10.8.3) and the client sends the EXCHANGE_ID with the security flavor set to RPCSEC_GSS using the GSS SSV mechanism (Section 2.10.9).
o クライアントIDはSP4_SSV保護で確立され（セクション18.35、セクション2.10.8.3）、クライアントはGSS SSVメカニズムを使用してセキュリティフレーバーをRPCSEC_GSSに設定したEXCHANGE_IDを送信します（セクション2.10.9）。
o The client ID was established with SP4_SSV protection, and under the conditions described herein, the EXCHANGE_ID was sent with SP4_MACH_CRED state protection. Because the SSV might not persist across client and server restart, and because the first time a client sends EXCHANGE_ID to a server it does not have an SSV, the client MAY send the subsequent EXCHANGE_ID without an SSV RPCSEC_GSS handle. Instead, as with SP4_MACH_CRED protection, the principal MUST be based on RPCSEC_GSS authentication, the RPCSEC_GSS service used MUST be integrity or privacy, and the same GSS mechanism and principal MUST be used as that used when the client ID was created.
o クライアントIDはSP4_SSV保護で確立され、ここで説明されている条件下で、EXCHANGE_IDはSP4_MACH_CRED状態保護で送信されました。 SSVはクライアントとサーバーの再起動後は保持されない可能性があり、クライアントが初めてEXCHANGE_IDをサーバーに送信するときにSSVがないため、クライアントはSSV RPCSEC_GSSハンドルなしで後続のEXCHANGE_IDを送信できます（MAY）。代わりに、SP4_MACH_CRED保護と同様に、プリンシパルはRPCSEC_GSS認証に基づく必要があり、使用するRPCSEC_GSSサービスは整合性またはプライバシーである必要があり、クライアントIDの作成時に使用したものと同じGSSメカニズムとプリンシパルを使用する必要があります。
If none of the above situations apply, the server MUST return NFS4ERR_CLID_INUSE.
上記の状況のいずれにも該当しない場合、サーバーはNFS4ERR_CLID_INUSEを返さなければなりません（MUST）。
If the server accepts the principal and co_ownerid as matching that which created the client ID, and the co_verifier in the EXCHANGE_ID differs from the co_verifier used when the client ID was created, then after the server receives a CREATE_SESSION that confirms the client ID, the server deletes state. If the co_verifier values are the same (e.g., the client either is updating properties of the client ID (Section 18.35) or is attempting trunking (Section 2.10.5), the server MUST NOT delete state.
サーバーがプリンシパルとco_owneridをクライアントIDを作成したものと一致するものとして受け入れ、EXCHANGE_IDのco_verifierがクライアントIDの作成時に使用されたco_verifierと異なる場合、サーバーはクライアントIDを確認するCREATE_SESSIONを受信した後、サーバー状態を削除します。 co_verifierの値が同じ場合（たとえば、クライアントがクライアントIDのプロパティを更新している場合（セクション18.35）、またはトランキングを試行している場合（セクション2.10.5）、サーバーは状態を削除してはなりません（MUST NOT）。
The server owner is similar to a client owner (Section 2.4), but unlike the client owner, there is no shorthand server ID. The server owner is defined in the following data type:
サーバーの所有者はクライアントの所有者（セクション2.4）に似ていますが、クライアントの所有者とは異なり、省略形のサーバーIDはありません。サーバーの所有者は、次のデータ型で定義されます。
struct server_owner4 {
uint64_t so_minor_id;
opaque so_major_id<NFS4_OPAQUE_LIMIT>;
};
The server owner is returned from EXCHANGE_ID. When the so_major_id fields are the same in two EXCHANGE_ID results, the connections that each EXCHANGE_ID were sent over can be assumed to address the same server (as defined in Section 1.6). If the so_minor_id fields are also the same, then not only do both connections connect to the same server, but the session can be shared across both connections. The reader is cautioned that multiple servers may deliberately or accidentally claim to have the same so_major_id or so_major_id/ so_minor_id; the reader should examine Sections 2.10.5 and 18.35 in order to avoid acting on falsely matching server owner values.
サーバーの所有者はEXCHANGE_IDから返されます。 2つのEXCHANGE_ID結果でso_major_idフィールドが同じである場合、各EXCHANGE_IDが送信された接続は、同じサーバーをアドレス指定していると見なすことができます（セクション1.6で定義）。 so_minor_idフィールドも同じ場合、両方の接続が同じサーバーに接続するだけでなく、セッションを両方の接続間で共有できます。複数のサーバーが故意にまたは誤って同じso_major_idまたはso_major_id / so_minor_idを持っていると主張する可能性があることに注意してください。読者は、誤って一致するサーバー所有者の値に基づいて行動しないように、セクション2.10.5および18.35を調べる必要があります。
The considerations for generating a so_major_id are similar to that for generating a co_ownerid string (see Section 2.4). The consequences of two servers generating conflicting so_major_id values are less dire than they are for co_ownerid conflicts because the client can use RPCSEC_GSS to compare the authenticity of each server (see Section 2.10.5).
so_major_idを生成するための考慮事項は、co_ownerid文字列を生成する場合と同様です（2.4項を参照）。クライアントがRPCSEC_GSSを使用して各サーバーの信頼性を比較できるため（セクション2.10.5を参照）、2つのサーバーが競合するso_major_id値を生成する結果は、co_owneridの競合よりも悲惨ではありません。
With the NFSv4.1 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 namespace that are available for use by NFS clients. These points can be considered security policy boundaries, and, in some NFS implementations, are tied to NFS export points. In turn, the NFS server may be configured such that each of these security policy boundaries may have different or multiple security mechanisms in use.
NFSv4.1サーバーが複数のセキュリティメカニズムを提供する可能性がある場合、クライアントは、サーバーとの通信に使用するメカニズムを決定またはネゴシエートする方法を必要とします。 NFSサーバーのファイルシステム名前空間内には、NFSクライアントが使用できる複数のポイントがある場合があります。これらのポイントはセキュリティポリシーの境界と見なすことができ、一部のNFS実装では、NFSエクスポートポイントに関連付けられています。次に、NFSサーバーは、これらのセキュリティポリシー境界のそれぞれが、異なるまたは複数のセキュリティメカニズムを使用するように構成できます。
The security negotiation between client and server SHOULD 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. See Section 21 for further discussion.
クライアントとサーバー間のセキュリティネゴシエーションは、第三者がネゴシエーションシーケンスを傍受し、クライアントとサーバーが必要または望ましいレベルよりも低いセキュリティレベルを選択する可能性を排除するために、安全なチャネルで行う必要があります。詳細については、セクション21を参照してください。
An NFS server can assign one or more "security tuples" to each security policy boundary in its namespace. Each security tuple consists of a security flavor (see Section 2.2.1.1) and, if the flavor is RPCSEC_GSS, a GSS-API mechanism Object Identifier (OID), a GSS-API quality of protection, and an RPCSEC_GSS service.
NFSサーバーは、その名前空間の各セキュリティポリシー境界に1つ以上の「セキュリティタプル」を割り当てることができます。各セキュリティタプルは、セキュリティフレーバー（セクション2.2.1.1を参照）で構成され、フレーバーがRPCSEC_GSSの場合、GSS-APIメカニズムのオブジェクト識別子（OID）、GSS-APIの保護品質、およびRPCSEC_GSSサービスで構成されます。
The SECINFO and SECINFO_NO_NAME operations allow the client to determine, on a per-filehandle basis, what security tuple is to be used for server access. In general, the client will not have to use either operation except during initial communication with the server or when the client crosses security policy boundaries at the server.
SECINFOおよびSECINFO_NO_NAME操作を使用すると、クライアントはファイルハンドルごとに、サーバーアクセスに使用するセキュリティタプルを決定できます。一般に、クライアントは、サーバーとの最初の通信中、またはクライアントがサーバーのセキュリティポリシーの境界を越えるときを除いて、どちらの操作も使用する必要はありません。
However, the server's policies may also change at any time and force the client to negotiate a new security tuple.
ただし、サーバーのポリシーはいつでも変更され、クライアントに新しいセキュリティタプルのネゴシエーションを強制する可能性があります。
Where the use of different security tuples would affect the type of access that would be allowed if a request was sent over the same connection used for the SECINFO or SECINFO_NO_NAME operation (e.g., read-only vs. read-write) access, security tuples that allow greater access should be presented first. Where the general level of access is the same and different security flavors limit the range of principals whose privileges are recognized (e.g., allowing or disallowing root access), flavors supporting the greatest range of principals should be listed first.
異なるセキュリティタプルの使用が、SECINFOまたはSECINFO_NO_NAME操作（たとえば、読み取り専用アクセスと読み取り/書き込みアクセス）アクセスに使用される同じ接続を介して要求が送信された場合に許可されるアクセスのタイプに影響する場合、セキュリティタプルより大きなアクセスを許可することを最初に提示する必要があります。一般的なアクセスレベルが同じで、異なるセキュリティフレーバーが権限が認識されるプリンシパルの範囲を制限している場合（ルートアクセスの許可または拒否など）、最も広い範囲のプリンシパルをサポートするフレーバーを最初にリストする必要があります。
Based on the assumption that each NFSv4.1 client and server MUST support a minimum set of security (i.e., Kerberos V5 under RPCSEC_GSS), the NFS client will initiate file access to the server with one of the minimal security tuples. 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 tuple currently being used contravenes the server's security policy. The client is then responsible for determining (see Section 2.6.3.1) what security tuples are available at the server and choosing one that is appropriate for the client.
各NFSv4.1クライアントとサーバーは最低限のセキュリティセット（つまり、RPCSEC_GSSでのKerberos V5）をサポートする必要があるという想定に基づいて、NFSクライアントは最小限のセキュリティタプルの1つでサーバーへのファイルアクセスを開始します。サーバーとの通信中に、クライアントはNFS4ERR_WRONGSECのNFSエラーを受け取る場合があります。このエラーにより、サーバーは、現在使用されているセキュリティタプルがサーバーのセキュリティポリシーに違反していることをクライアントに通知できます。次に、クライアントは、サーバーで使用可能なセキュリティタプルを決定し（セクション2.6.3.1を参照）、クライアントに適したセキュリティタプルを選択します。
This section explains the mechanics of NFSv4.1 security negotiation.
このセクションでは、NFSv4.1セキュリティネゴシエーションのメカニズムについて説明します。
The term "put filehandle operation" refers to PUTROOTFH, PUTPUBFH, PUTFH, and RESTOREFH. Each of the subsections herein describes how the server handles a subseries of operations that starts with a put filehandle operation.
「put filehandle操作」という用語は、PUTROOTFH、PUTPUBFH、PUTFH、およびRESTOREFHを指します。本書の各サブセクションでは、サーバーがput filehandle操作で始まる一連の操作を処理する方法について説明します。
The client is saving a filehandle for a future RESTOREFH, LINK, or RENAME. SAVEFH MUST NOT return NFS4ERR_WRONGSEC. To determine whether or not the put filehandle operation returns NFS4ERR_WRONGSEC, the server implementation pretends SAVEFH is not in the series of operations and examines which of the situations described in the other subsections of Section 2.6.3.1.1 apply.
クライアントは、将来のRESTOREFH、LINK、またはRENAMEのためにファイルハンドルを保存しています。 SAVEFHはNFS4ERR_WRONGSECを返してはなりません。 put filehandle操作がNFS4ERR_WRONGSECを返すかどうかを判断するために、サーバー実装はSAVEFHが一連の操作に含まれていないように見せかけ、セクション2.6.3.1.1の他のサブセクションで説明されている状況のどれが当てはまるかを調べます。
For a series of N put filehandle operations, the server MUST NOT return NFS4ERR_WRONGSEC to the first N-1 put filehandle operations. The Nth put filehandle operation is handled as if it is the first in a subseries of operations. For example, if the server received a COMPOUND request with this series of operations -- PUTFH, PUTROOTFH, LOOKUP -- then the PUTFH operation is ignored for NFS4ERR_WRONGSEC purposes, and the PUTROOTFH, LOOKUP subseries is processed as according to Section 2.6.3.1.1.3.
一連のN putファイルハンドル操作の場合、サーバーは最初のN-1 putファイルハンドル操作にNFS4ERR_WRONGSECを返してはなりません（MUST NOT）。 N番目のファイルハンドル操作は、一連の操作の最初の操作であるかのように処理されます。たとえば、サーバーがこの一連の操作（PUTFH、PUTROOTFH、LOOKUP）でCOMPOUND要求を受信した場合、NFS4ERR_WRONGSECの目的ではPUTFH操作は無視され、PUTROOTFH、LOOKUPサブシリーズはセクション2.6.3.1に従って処理されます。 1.3。
2.6.3.1.1.3. Put Filehandle Operation + LOOKUP (or OPEN of an Existing Name)
2.6.3.1.1.3. ファイルハンドル操作+ LOOKUP（または既存の名前のOPEN）を置く
This situation also applies to a put filehandle operation followed by a LOOKUP or an OPEN operation that specifies an existing component name.
この状況は、既存のコンポーネント名を指定するLOOKUPまたはOPEN操作が後に続くファイルハンドル操作のputにも適用されます。
In this situation, the client is potentially crossing a security policy boundary, and the set of security tuples the parent directory supports may differ from those of the child. The server implementation may decide whether to impose any restrictions on security policy administration. There are at least three approaches (sec_policy_child is the tuple set of the child export, sec_policy_parent is that of the parent).
この状況では、クライアントがセキュリティポリシーの境界を越えている可能性があり、親ディレクトリがサポートするセキュリティタプルのセットが子のタプルと異なる場合があります。サーバーの実装では、セキュリティポリシーの管理に制限を課すかどうかを決定できます。少なくとも3つの方法があります（sec_policy_childは子エクスポートのタプルセット、sec_policy_parentは親エクスポートのタプルセットです）。
(a) sec_policy_child <= sec_policy_parent (<= for subset). This means that the set of security tuples specified on the security policy of a child directory is always a subset of its parent directory.
（a）sec_policy_child <= sec_policy_parent（<=サブセットの場合）。つまり、子ディレクトリのセキュリティポリシーで指定されたセキュリティタプルのセットは、常にその親ディレクトリのサブセットです。
(b) sec_policy_child ^ sec_policy_parent != {} (^ for intersection,
{} for the empty set). This means that the set of security
tuples specified on the security policy of a child directory
always has a non-empty intersection with that of the parent.
(c) sec_policy_child ^ sec_policy_parent == {}. This means that the
set of security tuples specified on the security policy of a
child directory may not intersect with that of the parent. In
other words, there are no restrictions on how the system
administrator may set up these tuples.
In order for a server to support approaches (b) (for the case when a client chooses a flavor that is not a member of sec_policy_parent) and (c), the put filehandle operation cannot return NFS4ERR_WRONGSEC when there is a security tuple mismatch. Instead, it should be returned from the LOOKUP (or OPEN by existing component name) that follows.
サーバーがアプローチ（b）（クライアントがsec_policy_parentのメンバーではないフレーバーを選択した場合）と（c）をサポートするために、セキュリティタプルの不一致がある場合、put filehandle操作はNFS4ERR_WRONGSECを返すことができません。代わりに、後続のLOOKUP（または既存のコンポーネント名によるOPEN）から返される必要があります。
Since the above guideline does not contradict approach (a), it should be followed in general. Even if approach (a) is implemented, it is possible for the security tuple used to be acceptable for the target of LOOKUP but not for the filehandles used in the put filehandle operation. The put filehandle operation could be a PUTROOTFH or PUTPUBFH, where the client cannot know the security tuples for the root or public filehandle. Or the security policy for the filehandle used by the put filehandle operation could have changed since the time the filehandle was obtained.
上記のガイドラインは（a）のアプローチと矛盾しないため、一般にそれに従う必要があります。アプローチ（a）が実装されている場合でも、使用されているセキュリティタプルがLOOKUPのターゲットに受け入れられる可能性がありますが、put filehandle操作で使用されるファイルハンドルには受け入れられません。 put filehandle操作は、PUTROOTFHまたはPUTPUBFHである可能性があります。クライアントは、ルートまたはパブリックファイルハンドルのセキュリティタプルを認識できません。または、ファイルハンドルが取得されたときから、ファイルハンドルの書き込み操作で使用されるファイルハンドルのセキュリティポリシーが変更されている可能性があります。
Therefore, an NFSv4.1 server MUST NOT return NFS4ERR_WRONGSEC in response to the put filehandle operation if the operation is immediately followed by a LOOKUP or an OPEN by component name.
したがって、操作の直後にコンポーネント名によるLOOKUPまたはOPENが続く場合、NFSv4.1サーバーはput filehandle操作に応答してNFS4ERR_WRONGSECを返してはなりません（MUST NOT）。
Since SECINFO only works its way down, there is no way LOOKUPP can return NFS4ERR_WRONGSEC without SECINFO_NO_NAME. SECINFO_NO_NAME solves this issue via style SECINFO_STYLE4_PARENT, which works in the opposite direction as SECINFO. As with Section 2.6.3.1.1.3, a put filehandle operation that is followed by a LOOKUPP MUST NOT return NFS4ERR_WRONGSEC. If the server does not support SECINFO_NO_NAME, the client's only recourse is to send the put filehandle operation, LOOKUPP, GETFH sequence of operations with every security tuple it supports.
SECINFOはその機能を停止するだけなので、LOOKUPPがSECINFO_NO_NAMEなしでNFS4ERR_WRONGSECを返すことはできません。 SECINFO_NO_NAMEは、SECINFO_STYLE4_PARENTスタイルを介してこの問題を解決します。これは、SECINFOとは逆方向に機能します。セクション2.6.3.1.1.3と同様に、LOOKUPPが後に続くput filehandle操作はNFS4ERR_WRONGSECを返してはなりません。サーバーがSECINFO_NO_NAMEをサポートしていない場合、クライアントの唯一の手段は、サポートするすべてのセキュリティタプルとともにput filehandle操作、LOOKUPP、GETFHシーケンスの操作を送信することです。
Regardless of whether SECINFO_NO_NAME is supported, an NFSv4.1 server MUST NOT return NFS4ERR_WRONGSEC in response to a put filehandle operation if the operation is immediately followed by a LOOKUPP.
SECINFO_NO_NAMEがサポートされているかどうかに関係なく、操作の直後にLOOKUPPが続く場合、NFSv4.1サーバーはputfilehandle操作に応答してNFS4ERR_WRONGSECを返してはなりません（MUST NOT）。
A security-sensitive client is allowed to choose a strong security tuple when querying a server to determine a file object's permitted security tuples. The security tuple chosen by the client does not have to be included in the tuple list of the security policy of either the parent directory indicated in the put filehandle operation or the child file object indicated in SECINFO (or any parent directory indicated in SECINFO_NO_NAME). Of course, the server has to be configured for whatever security tuple the client selects; otherwise, the request will fail at the RPC layer with an appropriate authentication error.
セキュリティを重視するクライアントは、サーバーにクエリを実行してファイルオブジェクトの許可されたセキュリティタプルを決定するときに、強力なセキュリティタプルを選択できます。クライアントによって選択されたセキュリティタプルは、putfilehandle操作で示された親ディレクトリまたはSECINFOで示された子ファイルオブジェクト（またはSECINFO_NO_NAMEで示された親ディレクトリ）のセキュリティポリシーのタプルリストに含まれている必要はありません。もちろん、サーバーは、クライアントが選択するセキュリティタプルに合わせて構成する必要があります。そうでない場合、要求は適切な認証エラーでRPC層で失敗します。
In theory, there is no connection between the security flavor used by SECINFO or SECINFO_NO_NAME and those supported by the security policy. But in practice, the client may start looking for strong flavors from those supported by the security policy, followed by those in the REQUIRED set.
理論的には、SECINFOまたはSECINFO_NO_NAMEによって使用されるセキュリティフレーバーと、セキュリティポリシーによってサポートされるセキュリティフレーバーとの間には関係がありません。しかし実際には、クライアントはセキュリティポリシーでサポートされているものから強いフレーバーを探し始め、その後にREQUIREDセットのフレーバーを探します。
The NFSv4.1 server MUST NOT return NFS4ERR_WRONGSEC to a put filehandle operation that is immediately followed by SECINFO or SECINFO_NO_NAME. The NFSv4.1 server MUST NOT return NFS4ERR_WRONGSEC from SECINFO or SECINFO_NO_NAME.
NFSv4.1サーバーは、直後にSECINFOまたはSECINFO_NO_NAMEが続くput filehandle操作にNFS4ERR_WRONGSECを返してはなりません（MUST NOT）。 NFSv4.1サーバーは、SECINFOまたはSECINFO_NO_NAMEからNFS4ERR_WRONGSECを返してはなりません（MUST NOT）。
The NFSv4.1 server MUST NOT return NFS4ERR_WRONGSEC.
NFSv4.1サーバーはNFS4ERR_WRONGSECを返してはなりません（MUST NOT）。
"Anything Else" includes OPEN by filehandle.
「その他」には、ファイルハンドルによるOPENが含まれます。
The security policy enforcement applies to the filehandle specified in the put filehandle operation. Therefore, the put filehandle operation MUST return NFS4ERR_WRONGSEC when there is a security tuple mismatch. This avoids the complexity of adding NFS4ERR_WRONGSEC as an allowable error to every other operation.
セキュリティポリシーの適用は、ファイルハンドルの配置操作で指定されたファイルハンドルに適用されます。したがって、セキュリティタプルの不一致がある場合、ファイルハンドルの書き込み操作はNFS4ERR_WRONGSECを返す必要があります。これにより、NFS4ERR_WRONGSECを許容されるエラーとして他のすべての操作に追加する複雑さが回避されます。
A COMPOUND containing the series put filehandle operation + SECINFO_NO_NAME (style SECINFO_STYLE4_CURRENT_FH) is an efficient way for the client to recover from NFS4ERR_WRONGSEC.
series putファイルハンドル操作+ SECINFO_NO_NAME（スタイルSECINFO_STYLE4_CURRENT_FH）を含むCOMPOUNDは、クライアントがNFS4ERR_WRONGSECから回復するための効率的な方法です。
The NFSv4.1 server MUST NOT return NFS4ERR_WRONGSEC to any operation other than a put filehandle operation, LOOKUP, LOOKUPP, and OPEN (by component name).
NFSv4.1サーバーは、ファイルハンドルのput操作、LOOKUP、LOOKUPP、およびOPEN（コンポーネント名による）以外の操作にNFS4ERR_WRONGSECを返してはなりません（MUST NOT）。
Suppose a client sends a COMPOUND procedure containing the series SEQUENCE, PUTFH, SECINFO_NONAME, READ, and suppose the security tuple used does not match that required for the target file. By rule (see Section 2.6.3.1.1.5), neither PUTFH nor SECINFO_NO_NAME can return NFS4ERR_WRONGSEC. By rule (see Section 2.6.3.1.1.7), READ cannot return NFS4ERR_WRONGSEC. The issue is resolved by the fact that SECINFO and SECINFO_NO_NAME consume the current filehandle (note that this is a change from NFSv4.0). This leaves no current filehandle for READ to use, and READ returns NFS4ERR_NOFILEHANDLE.
クライアントがシリーズSEQUENCE、PUTFH、SECINFO_NONAME、READを含むCOMPOUNDプロシージャを送信し、使用されるセキュリティタプルがターゲットファイルに必要なものと一致しないと仮定します。規則（2.6.3.1.1.5を参照）では、PUTFHもSECINFO_NO_NAMEもNFS4ERR_WRONGSECを返すことができません。ルール（セクション2.6.3.1.1.7を参照）では、READはNFS4ERR_WRONGSECを返すことができません。この問題は、SECINFOおよびSECINFO_NO_NAMEが現在のファイルハンドルを消費するという事実によって解決されます（これはNFSv4.0からの変更であることに注意してください）。これは、READが使用する現在のファイルハンドルを残さず、READはNFS4ERR_NOFILEHANDLEを返します。
The LINK and RENAME operations use both the current and saved filehandles. Technically, the server MAY return NFS4ERR_WRONGSEC from LINK or RENAME if the security policy of the saved filehandle rejects the security flavor used in the COMPOUND request's credentials. If the server does so, then if there is no intersection between the security policies of saved and current filehandles, this means that it will be impossible for the client to perform the intended LINK or RENAME operation.
LINKおよびRENAME操作は、現在のファイルハンドルと保存されたファイルハンドルの両方を使用します。技術的には、保存されたファイルハンドルのセキュリティポリシーがCOMPOUNDリクエストの認証情報で使用されているセキュリティフレーバーを拒否した場合、サーバーはLINKまたはRENAMEからNFS4ERR_WRONGSECを返す場合があります。サーバーがそうする場合、保存されたファイルハンドルと現在のファイルハンドルのセキュリティポリシーの間に交差がない場合、これはクライアントが意図されたLINKまたはRENAME操作を実行できないことを意味します。
For example, suppose the client sends this COMPOUND request: SEQUENCE, PUTFH bFH, SAVEFH, PUTFH aFH, RENAME "c" "d", where filehandles bFH and aFH refer to different directories. Suppose no common security tuple exists between the security policies of aFH and bFH. If the client sends the request using credentials acceptable to bFH's security policy but not aFH's policy, then the PUTFH aFH operation will fail with NFS4ERR_WRONGSEC. After a SECINFO_NO_NAME request, the client sends SEQUENCE, PUTFH bFH, SAVEFH, PUTFH aFH, RENAME "c" "d", using credentials acceptable to aFH's security policy but not bFH's policy. The server returns NFS4ERR_WRONGSEC on the RENAME operation.
たとえば、クライアントが次のCOMPOUNDリクエストを送信するとします。SEQUENCE、PUTFH bFH、SAVEFH、PUTFH aFH、RENAME "c" "d"。ここで、ファイルハンドルbFHとaFHは異なるディレクトリを参照します。 aFHとbFHのセキュリティポリシーの間に共通のセキュリティタプルが存在しないとします。クライアントがbFHのセキュリティポリシーでは受け入れられるが、aFHのポリシーでは受け入れられない資格情報を使用して要求を送信すると、PUTFH aFH操作はNFS4ERR_WRONGSECで失敗します。 SECINFO_NO_NAME要求の後、クライアントは、aFHのセキュリティポリシーでは受け入れられるがbFHのポリシーでは受け入れられない資格情報を使用して、SEQUENCE、PUTFH bFH、SAVEFH、PUTFH aFH、RENAME "c" "d"を送信します。サーバーは、RENAME操作でNFS4ERR_WRONGSECを返します。
To prevent a client from an endless sequence of a request containing LINK or RENAME, followed by a request containing SECINFO_NO_NAME or SECINFO, the server MUST detect when the security policies of the current and saved filehandles have no mutually acceptable security tuple, and MUST NOT return NFS4ERR_WRONGSEC from LINK or RENAME in that situation. Instead the server MUST do one of two things:
クライアントがLINKまたはRENAMEを含むリクエストとそれに続くSECINFO_NO_NAMEまたはSECINFOを含むリクエストの無限シーケンスからクライアントを保護するために、サーバーは現在のファイルハンドルと保存されたファイルハンドルのセキュリティポリシーに相互に受け入れ可能なセキュリティタプルがないことを検出しなければならず、返さないでくださいその状況では、LINKまたはRENAMEからのNFS4ERR_WRONGSEC。代わりに、サーバーは次の2つのいずれかを実行する必要があります。
o The server can return NFS4ERR_XDEV.
o サーバーはNFS4ERR_XDEVを返すことができます。
o The server can allow the security policy of the current filehandle to override that of the saved filehandle, and so return NFS4_OK.
o サーバーは、現在のファイルハンドルのセキュリティポリシーが保存されたファイルハンドルのセキュリティポリシーを上書きすることを許可して、NFS4_OKを返すことができます。
To address the requirement of an NFS protocol that can evolve as the need arises, the NFSv4.1 protocol contains the rules and framework to allow for future minor changes or versioning.
必要に応じて進化できるNFSプロトコルの要件に対処するために、NFSv4.1プロトコルには、将来のマイナーな変更やバージョン管理を可能にするルールとフレームワークが含まれています。
The base assumption with respect to minor versioning is that any future accepted minor version will be documented in one or more Standards Track RFCs. Minor version 0 of the NFSv4 protocol is represented by [30], and minor version 1 is represented by this RFC. The COMPOUND and CB_COMPOUND procedures support the encoding of the minor version being requested by the client.
マイナーバージョニングに関する基本的な前提は、将来受け入れられるマイナーバージョンは、1つ以上のStandards Track RFCに文書化されることです。 NFSv4プロトコルのマイナーバージョン0は[30]で表され、マイナーバージョン1はこのRFCで表されます。 COMPOUNDおよびCB_COMPOUNDプロシージャは、クライアントによって要求されているマイナーバージョンのエンコーディングをサポートします。
The following items represent the basic rules for the development of minor versions. Note that a future minor version may modify or add to the following rules as part of the minor version definition.
次の項目は、マイナーバージョンの開発に関する基本的な規則を表しています。将来のマイナーバージョンは、マイナーバージョン定義の一部として、次のルールを変更または追加する可能性があることに注意してください。
1. Procedures are not added or deleted.
1. プロシージャは追加または削除されません。
To maintain the general RPC model, NFSv4 minor versions will not add to or delete procedures from the NFS program.
一般的なRPCモデルを維持するために、NFSv4マイナーバージョンは、NFSプログラムにプロシージャを追加または削除しません。
2. Minor versions may add operations to the COMPOUND and CB_COMPOUND procedures.
2. マイナーバージョンでは、COMPOUNDおよびCB_COMPOUNDプロシージャに操作が追加される場合があります。
The addition of operations to the COMPOUND and CB_COMPOUND procedures does not affect the RPC model.
COMPOUNDおよびCB_COMPOUNDプロシージャに操作を追加しても、RPCモデルには影響しません。
* Minor versions may append attributes to the bitmap4 that represents sets of attributes and to the fattr4 that represents sets of attribute values.
* マイナーバージョンでは、属性のセットを表すビットマップ4と属性値のセットを表すfattr4に属性を追加できます。
This allows for the expansion of the attribute model to allow for future growth or adaptation.
これにより、属性モデルを拡張して、将来の成長または適応を可能にすることができます。
* Minor version X must append any new attributes after the last documented attribute.
* マイナーバージョンXでは、ドキュメント化された最後の属性の後に新しい属性を追加する必要があります。
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 would be too burdensome.
属性の結果は属性ごとの不透明な配列として指定されるため、XDRでエンコードされた結果なので、現在の定義の最中に新しい属性を追加することの複雑さは非常に面倒です。
3. Minor versions must not modify the structure of an existing operation's arguments or results.
3. マイナーバージョンは、既存の操作の引数または結果の構造を変更してはなりません。
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.
繰り返しになりますが、1回の操作で複数の構造定義を処理することの複雑さは、負担が大きすぎます。マイナーバージョンの既存の構造を変更する代わりに、新しい操作を追加する必要があります。
This rule does not preclude the following adaptations in a minor version:
このルールは、マイナーバージョンでの以下の適応を排除しません。
* adding bits to flag fields, such as new attributes to GETATTR's bitmap4 data type, and providing corresponding variants of opaque arrays, such as a notify4 used together with such bitmaps
* GETATTRのbitmap4データ型への新しい属性などのフラグフィールドにビットを追加し、そのようなビットマップと一緒に使用されるnotify4などの不透明な配列の対応するバリアントを提供する
* adding bits to existing attributes like ACLs that have flag words
* フラグワードを持つACLなどの既存の属性にビットを追加する
* extending enumerated types (including NFS4ERR_*) with new values
* 列挙型（NFS4ERR_ *を含む）を新しい値で拡張する
* adding cases to a switched union
* スイッチドユニオンへのケースの追加
4. Minor versions must not modify the structure of existing attributes.
4. マイナーバージョンは、既存の属性の構造を変更してはなりません。
5. Minor versions must not delete operations.
5. マイナーバージョンは操作を削除してはなりません。
This prevents the potential reuse of a particular operation "slot" in a future minor version.
これにより、将来のマイナーバージョンで特定の操作「スロット」が再利用される可能性がなくなります。
6. Minor versions must not delete attributes.
6. マイナーバージョンは属性を削除してはなりません。
7. Minor versions must not delete flag bits or enumeration values.
7. マイナーバージョンは、フラグビットまたは列挙値を削除してはなりません。
8. Minor versions may declare an operation MUST NOT be implemented.
8. マイナーバージョンは、操作を実装してはならないことを宣言できます。
Specifying that an operation MUST NOT be implemented is equivalent to obsoleting an operation. For the client, it means that the operation MUST 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.
操作を実装してはならないことを指定することは、操作を廃止することと同じです。クライアントの場合、操作をサーバーに送信してはならないことを意味します。サーバーの場合、XDRデコードエラーとして要求を「ドロップ」するのではなく、NFSエラーを返すことができます。このアプローチにより、構造を維持しながら操作を廃止できるため、将来のマイナーバージョンで操作を再導入できます。
1. Minor versions may declare that an attribute MUST NOT be implemented.
1. マイナーバージョンは、属性を実装してはならないことを宣言する必要があります。
2. Minor versions may declare that a flag bit or enumeration value MUST NOT be implemented.
2. マイナーバージョンは、フラグビットまたは列挙値を実装してはならないことを宣言する場合があります。
9. Minor versions may downgrade features from REQUIRED to RECOMMENDED, or RECOMMENDED to OPTIONAL.
9. マイナーバージョンは、機能をREQUIREDからRECOMMENDEDに、またはRECOMMENDEDからOPTIONALにダウングレードする場合があります。
10. Minor versions may upgrade features from OPTIONAL to RECOMMENDED, or RECOMMENDED to REQUIRED.
10. マイナーバージョンは、機能をOPTIONALからRECOMMENDEDに、またはRECOMMENDEDからREQUIREDにアップグレードする場合があります。
11. A client and server that support minor version X SHOULD support minor versions zero through X-1 as well.
11. マイナーバージョンXをサポートするクライアントとサーバーは、マイナーバージョン0からX-1までもサポートする必要があります（SHOULD）。
12. Except for infrastructural changes, a minor version must not introduce REQUIRED new features.
12. インフラストラクチャの変更を除いて、マイナーバージョンは必須の新機能を導入してはなりません。
This rule allows for the introduction of new functionality and forces the use of implementation experience before designating a feature as REQUIRED. On the other hand, some classes of features are infrastructural and have broad effects. Allowing infrastructural features to be RECOMMENDED or OPTIONAL complicates implementation of the minor version.
このルールにより、新しい機能の導入が可能になり、機能を必須として指定する前に実装エクスペリエンスを強制的に使用できます。一方、機能の一部のクラスはインフラストラクチャであり、幅広い効果があります。インフラストラクチャの機能を推奨またはオプションとして許可すると、マイナーバージョンの実装が複雑になります。
13. A client MUST NOT attempt to use a stateid, filehandle, 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、マイナーバージョンXのCOMPOUNDプロシージャから返された状態ID、ファイルハンドル、または類似のオブジェクトを、マイナーバージョンYの別のCOMPOUNDプロシージャ（X！= Y）に使用してはなりません（MUST NOT）。
As described in Section 2.2.1.1.1.1, NFSv4.1 relies on RPC for identification, authentication, integrity, and privacy. NFSv4.1 itself provides or enables additional security services as described in the next several subsections.
セクション2.2.1.1.1.1で説明されているように、NFSv4.1は、識別、認証、整合性、およびプライバシーをRPCに依存しています。次のいくつかのサブセクションで説明するように、NFSv4.1自体が追加のセキュリティサービスを提供または有効にします。
Authorization to access a file object via an NFSv4.1 operation is ultimately determined by the NFSv4.1 server. A client can predetermine its access to a file object via the OPEN (Section 18.16) and the ACCESS (Section 18.1) operations.
NFSv4.1操作を介してファイルオブジェクトにアクセスする承認は、最終的にNFSv4.1サーバーによって決定されます。クライアントは、OPEN（セクション18.16）およびACCESS（セクション18.1）操作を介して、ファイルオブジェクトへのアクセスを事前に決定できます。
Principals with appropriate access rights can modify the authorization on a file object via the SETATTR (Section 18.30) operation. Attributes that affect access rights include mode, owner, owner_group, acl, dacl, and sacl. See Section 5.
適切なアクセス権を持つプリンシパルは、SETATTR（セクション18.30）操作を介してファイルオブジェクトの承認を変更できます。アクセス権に影響を与える属性には、モード、所有者、owner_group、acl、dacl、saclなどがあります。セクション5を参照してください。
NFSv4.1 provides auditing on a per-file object basis, via the acl and sacl attributes as described in Section 6. It is outside the scope of this specification to specify audit log formats or management policies.
NFSv4.1は、セクション6で説明されているように、aclおよびsacl属性を介してファイルごとのオブジェクトベースで監査を提供します。監査ログ形式または管理ポリシーを指定することは、この仕様の範囲外です。
NFSv4.1 provides alarm control on a per-file object basis, via the acl and sacl attributes as described in Section 6. Alarms may serve as the basis for intrusion detection. It is outside the scope of this specification to specify heuristics for detecting intrusion via alarms.
NFSv4.1は、セクション6で説明されているaclおよびsacl属性を介して、ファイルごとのオブジェクトベースでアラーム制御を提供します。アラームは侵入検知のベースとして機能する場合があります。アラームを介して侵入を検出するためのヒューリスティックを指定することは、この仕様の範囲外です。
NFSv4.1 works over Remote Direct Memory Access (RDMA) and non-RDMA-based transports with the following attributes: o The transport supports reliable delivery of data, which NFSv4.1 requires but neither NFSv4.1 nor RPC has facilities for ensuring [34].
NFSv4.1は、次の属性を持つリモートダイレクトメモリアクセス（RDMA）および非RDMAベースのトランスポート上で動作します。 34]。
o The transport delivers data in the order it was sent. Ordered delivery simplifies detection of transmit errors, and simplifies the sending of arbitrary sized requests and responses via the record marking protocol [3].
o トランスポートは、送信された順序でデータを配信します。順序付けられた配信は、送信エラーの検出を簡素化し、レコードマーキングプロトコルを介した任意のサイズの要求および応答の送信を簡素化します[3]。
Where an NFSv4.1 implementation supports operation over the IP network protocol, any transport used between NFS and IP MUST be among the IETF-approved congestion control transport protocols. At the time this document was written, the only two transports that had the above attributes were TCP and the Stream Control Transmission Protocol (SCTP). To enhance the possibilities for interoperability, an NFSv4.1 implementation MUST support operation over the TCP transport protocol.
NFSv4.1実装がIPネットワークプロトコルを介した操作をサポートする場合、NFSとIPの間で使用されるトランスポートは、IETF承認の輻輳制御トランスポートプロトコルに含まれる必要があります。このドキュメントが書かれた時点で、上記の属性を持つ2つのトランスポートは、TCPとストリーム制御伝送プロトコル（SCTP）だけでした。相互運用性の可能性を高めるために、NFSv4.1実装は、TCPトランスポートプロトコルを介した操作をサポートする必要があります。
Even if NFSv4.1 is used over a non-IP network protocol, it is RECOMMENDED that the transport support congestion control.
NFSv4.1が非IPネットワークプロトコルで使用されている場合でも、トランスポートが輻輳制御をサポートすることが推奨されます。
It is permissible for a connectionless transport to be used under NFSv4.1; however, reliable and in-order delivery of data combined with congestion control by the connectionless transport is REQUIRED. As a consequence, UDP by itself MUST NOT be used as an NFSv4.1 transport. NFSv4.1 assumes that a client transport address and server transport address used to send data over a transport together constitute a connection, even if the underlying transport eschews the concept of a connection.
コネクションレス型トランスポートをNFSv4.1で使用することは許可されています。ただし、コネクションレス型トランスポートによる輻輳制御と組み合わせた信頼性の高い順序どおりのデータ配信が必要です。その結果、UDP自体をNFSv4.1トランスポートとして使用してはなりません（MUST NOT）。 NFSv4.1は、トランスポートを介してデータを送信するために使用されるクライアントトランスポートアドレスとサーバートランスポートアドレスが接続を構成すると想定します。
If a connection-oriented transport (e.g., TCP) is used, the client and server SHOULD use long-lived connections for at least three reasons:
接続指向のトランスポート（TCPなど）が使用されている場合、クライアントとサーバーは、少なくとも3つの理由で、長寿命の接続を使用する必要があります（SHOULD）。
1. This will prevent the weakening of the transport's congestion control mechanisms via short-lived connections.
1. これにより、短命の接続によるトランスポートの輻輳制御メカニズムの弱体化が防止されます。
2. This will improve performance for the WAN environment by eliminating the need for connection setup handshakes.
2. これにより、接続設定のハンドシェイクが不要になるため、WAN環境のパフォーマンスが向上します。
3. The NFSv4.1 callback model differs from NFSv4.0, and requires the client and server to maintain a client-created backchannel (see Section 2.10.3.1) for the server to use.
3. NFSv4.1コールバックモデルはNFSv4.0とは異なり、サーバーが使用できるようにクライアントとサーバーがクライアント作成のバックチャネル（セクション2.10.3.1を参照）を維持する必要があります。
In order to reduce congestion, if a connection-oriented transport is used, and the request is not the NULL procedure: o A requester MUST NOT retry a request unless the connection the request was sent over was lost before the reply was received.
コネクション指向のトランスポートが使用され、リクエストがNULLプロシージャではない場合、輻輳を減らすために、oリクエスタは、リクエストが送信された接続が応答を受信する前に失われない限り、リクエストを再試行してはなりません。
o A replier MUST NOT silently drop a request, even if the request is a retry. (The silent drop behavior of RPCSEC_GSS [4] does not apply because this behavior happens at the RPCSEC_GSS layer, a lower layer in the request processing.) Instead, the replier SHOULD return an appropriate error (see Section 2.10.6.1), or it MAY disconnect the connection.
o 要求が再試行であっても、リプライヤは要求を黙って破棄してはなりません。 （RPCSEC_GSS [4]のサイレントドロップ動作は適用されません。この動作は、要求処理の下位層であるRPCSEC_GSS層で発生するためです。）代わりに、返信者は適切なエラーを返す必要があります（セクション2.10.6.1を参照）。接続を切断することができます。
When sending a reply, the replier MUST send the reply to the same full network address (e.g., if using an IP-based transport, the source port of the requester is part of the full network address) from which the requester sent the request. If using a connection-oriented transport, replies MUST be sent on the same connection from which the request was received.
返信を送信するとき、返信者はリクエスターがリクエストを送信した元の同じ完全なネットワークアドレスに返信を送信する必要があります（たとえば、IPベースのトランスポートを使用している場合、リクエスターのソースポートは完全なネットワークアドレスの一部です）。接続指向のトランスポートを使用している場合は、要求を受信したのと同じ接続で応答を送信する必要があります。
If a connection is dropped after the replier receives the request but before the replier sends the reply, the replier might have a pending reply. If a connection is established with the same source and destination full network address as the dropped connection, then the replier MUST NOT send the reply until the requester retries the request. The reason for this prohibition is that the requester MAY retry a request over a different connection (provided that connection is associated with the original request's session).
応答者が要求を受信した後、応答者が応答を送信する前に接続がドロップされた場合、応答者は応答を保留している可能性があります。ドロップされた接続と同じ送信元および宛先の完全なネットワークアドレスを使用して接続が確立された場合、リクエスタは要求者が要求を再試行するまで応答を送信してはなりません（MUST NOT）。この禁止の理由は、リクエスターが別の接続を介して要求を再試行する可能性があるためです（接続が元の要求のセッションに関連付けられている場合）。
When using RDMA transports, there are other reasons for not tolerating retries over the same connection:
RDMAトランスポートを使用する場合、同じ接続での再試行を許容しない他の理由があります。
o RDMA transports use "credits" to enforce flow control, where a credit is a right to a peer to transmit a message. If one peer were to retransmit a request (or reply), it would consume an additional credit. If the replier retransmitted a reply, it would certainly result in an RDMA connection loss, since the requester would typically only post a single receive buffer for each request. If the requester retransmitted a request, the additional credit consumed on the server might lead to RDMA connection failure unless the client accounted for it and decreased its available credit, leading to wasted resources.
o RDMAトランスポートは、「クレジット」を使用してフロー制御を実施します。クレジットは、ピアがメッセージを送信する権利です。 1つのピアが要求を再送信（または応答）した場合、追加のクレジットが消費されます。リプライアが応答を再送信した場合、リクエスタは通常、各リクエストに対して単一の受信バッファのみをポストするため、RDMA接続が失われます。リクエスターが要求を再送信した場合、サーバーで消費された追加のクレジットは、クライアントがそれを考慮に入れて使用可能なクレジットを減らし、リソースを浪費しない限り、RDMA接続の失敗につながる可能性があります。
o RDMA credits present a new issue to the reply cache in NFSv4.1. The reply cache may be used when a connection within a session is lost, such as after the client reconnects. Credit information is a dynamic property of the RDMA connection, and stale values must not be replayed from the cache. This implies that the reply cache contents must not be blindly used when replies are sent from it, and credit information appropriate to the channel must be refreshed by the RPC layer.
o RDMAクレジットは、NFSv4.1の応答キャッシュに新しい問題をもたらします。応答キャッシュは、クライアントが再接続した後など、セッション内の接続が失われたときに使用できます。クレジット情報はRDMA接続の動的プロパティであり、古い値をキャッシュから再生することはできません。これは、返信が送信されるときに返信キャッシュの内容を盲目的に使用してはならず、チャネルに適切なクレジット情報をRPCレイヤーで更新する必要があることを意味します。
In addition, as described in Section 2.10.6.2, while a session is active, the NFSv4.1 requester MUST NOT stop waiting for a reply.
さらに、セクション2.10.6.2で説明されているように、セッションがアクティブな間、NFSv4.1リクエスタは応答の待機を停止してはなりません（MUST NOT）。
Historically, NFSv3 servers have listened over TCP port 2049. The registered port 2049 [35] for the NFS protocol should be the default configuration. NFSv4.1 clients SHOULD NOT use the RPC binding protocols as described in [36].
歴史的に、NFSv3サーバーはTCPポート2049でリッスンしてきました。NFSプロトコル用の登録済みポート2049 [35]がデフォルトの構成である必要があります。 NFSv4.1クライアントは、[36]で説明されているRPCバインディングプロトコルを使用してはなりません（SHOULD NOT）。
NFSv4.1 clients and servers MUST support and MUST use the session feature as described in this section.
このセクションで説明するように、NFSv4.1クライアントとサーバーは、セッション機能をサポートし、使用する必要があります。
Previous versions and minor versions of NFS have suffered from the following:
NFSの以前のバージョンとマイナーバージョンには、次の問題があります。
o Lack of support for Exactly Once Semantics (EOS). This includes lack of support for EOS through server failure and recovery.
o Exactly Once Semantics（EOS）のサポートの欠如。これには、サーバーの障害と回復によるEOSのサポートの欠如が含まれます。
o Limited callback support, including no support for sending callbacks through firewalls, and races between replies to normal requests and callbacks.
o ファイアウォールを介したコールバックの送信のサポートを含まない限定的なコールバックサポート、および通常のリクエストへの返信とコールバック間の競合。
o Limited trunking over multiple network paths.
o 複数のネットワークパスでの限定的なトランキング。
o Requiring machine credentials for fully secure operation.
o 完全に安全な操作のためにマシンの資格情報が必要です。
Through the introduction of a session, NFSv4.1 addresses the above shortfalls with practical solutions:
セッションの導入を通じて、NFSv4.1は上記の不足を実用的なソリューションで解決します。
o EOS is enabled by a reply cache with a bounded size, making it feasible to keep the cache in persistent storage and enable EOS through server failure and recovery. One reason that previous revisions of NFS did not support EOS was because some EOS approaches often limited parallelism. As will be explained in Section 2.10.6, NFSv4.1 supports both EOS and unlimited parallelism.
o EOSは、サイズが制限された応答キャッシュによって有効にされるため、永続的なストレージにキャッシュを保持し、サーバーの障害と回復を通じてEOSを有効にすることが可能になります。以前のリビジョンのNFSがEOSをサポートしなかった理由の1つは、一部のEOSアプローチが並列処理を制限することが多かったためです。セクション2.10.6で説明するように、NFSv4.1はEOSと無制限の並列処理の両方をサポートします。
o The NFSv4.1 client (defined in Section 1.6, Paragraph 2) creates transport connections and provides them to the server to use for sending callback requests, thus solving the firewall issue (Section 18.34). Races between responses from client requests and
o NFSv4.1クライアント（セクション1.6、段落2で定義）はトランスポート接続を作成し、それらをサーバーに提供してコールバック要求の送信に使用することで、ファイアウォールの問題を解決します（セクション18.34）。クライアント要求からの応答と、
callbacks caused by the requests are detected via the session's sequencing properties that are a consequence of EOS (Section 2.10.6.3).
要求によって引き起こされるコールバックは、EOSの結果であるセッションのシーケンスプロパティを介して検出されます（セクション2.10.6.3）。
o The NFSv4.1 client can associate an arbitrary number of connections with the session, and thus provide trunking (Section 2.10.5).
o NFSv4.1クライアントは、任意の数の接続をセッションに関連付けることができるため、トランキングを提供できます（2.10.5節）。
o The NFSv4.1 client and server produces a session key independent of client and server machine credentials which can be used to compute a digest for protecting critical session management operations (Section 2.10.8.3).
o NFSv4.1クライアントおよびサーバーは、重要なセッション管理操作を保護するためのダイジェストを計算するために使用できるクライアントおよびサーバーマシンの認証情報とは独立したセッションキーを生成します（セクション2.10.8.3）。
o The NFSv4.1 client can also create secure RPCSEC_GSS contexts for use by the session's backchannel that do not require the server to authenticate to a client machine principal (Section 2.10.8.2).
o NFSv4.1クライアントは、サーバーがクライアントマシンプリンシパルへの認証を必要としない、セッションのバックチャネルで使用する安全なRPCSEC_GSSコンテキストを作成することもできます（セクション2.10.8.2）。
A session is a dynamically created, long-lived server object created by a client and used over time from one or more transport connections. Its function is to maintain the server's state relative to the connection(s) belonging to a client instance. This state is entirely independent of the connection itself, and indeed the state exists whether or not the connection exists. A client may have one or more sessions associated with it so that client-associated state may be accessed using any of the sessions associated with that client's client ID, when connections are associated with those sessions. When no connections are associated with any of a client ID's sessions for an extended time, such objects as locks, opens, delegations, layouts, etc. are subject to expiration. The session serves as an object representing a means of access by a client to the associated client state on the server, independent of the physical means of access to that state.
セッションは、クライアントによって作成され、1つ以上のトランスポート接続から長期にわたって使用される、動的に作成された長期間有効なサーバーオブジェクトです。その機能は、クライアントインスタンスに属する接続に対するサーバーの状態を維持することです。この状態は、接続自体から完全に独立しており、実際には、接続が存在するかどうかに関係なく存在します。クライアントには1つ以上のセッションが関連付けられている可能性があるため、接続がそれらのセッションに関連付けられている場合、そのクライアントのクライアントIDに関連付けられている任意のセッションを使用してクライアント関連状態にアクセスできます。長時間クライアントIDのセッションのいずれにも接続が関連付けられていない場合、ロック、オープン、委任、レイアウトなどのオブジェクトは有効期限が切れます。セッションは、その状態への物理的なアクセス手段とは関係なく、クライアントがサーバー上の関連付けられたクライアント状態にアクセスする手段を表すオブジェクトとして機能します。
A single client may create multiple sessions. A single session MUST NOT serve multiple clients.
単一のクライアントが複数のセッションを作成する場合があります。単一のセッションが複数のクライアントにサービスを提供してはなりません。
Sessions are part of NFSv4.1 and not NFSv4.0. Normally, a major infrastructure change such as sessions would require a new major version number to an Open Network Computing (ONC) RPC program like NFS. However, because NFSv4 encapsulates its functionality in a single procedure, COMPOUND, and because COMPOUND can support an arbitrary number of operations, sessions have been added to NFSv4.1 with little difficulty. COMPOUND includes a minor version number field, and for NFSv4.1 this minor version is set to 1. When the NFSv4 server processes a COMPOUND with the minor version set to 1, it expects a different set of operations than it does for NFSv4.0.
セッションはNFSv4.1ではなくNFSv4.0の一部です。通常、セッションなどの大きなインフラストラクチャの変更には、NFSのようなOpen Network Computing（ONC）RPCプログラムの新しいメジャーバージョン番号が必要です。ただし、NFSv4はその機能を単一の手順COMPOUNDにカプセル化し、COMPOUNDは任意の数の操作をサポートできるため、セッションはほとんど問題なくNFSv4.1に追加されました。 COMPOUNDにはマイナーバージョン番号フィールドが含まれ、NFSv4.1の場合、このマイナーバージョンは1に設定されます。NFSv4サーバーは、マイナーバージョンが1に設定されたCOMPOUNDを処理するときに、NFSv4.0の場合とは異なる操作のセットを予期します。
NFSv4.1 defines the SEQUENCE operation, which is required for every COMPOUND that operates over an established session, with the exception of some session administration operations, such as DESTROY_SESSION (Section 18.37).
NFSv4.1は、DESTROY_SESSION（セクション18.37）などの一部のセッション管理操作を除いて、確立されたセッションで動作するすべてのCOMPOUNDに必要なSEQUENCE操作を定義します。
In NFSv4.1, when the SEQUENCE operation is present, it MUST be the first operation in the COMPOUND procedure. The primary purpose of SEQUENCE is to carry the session identifier. The session identifier associates all other operations in the COMPOUND procedure with a particular session. SEQUENCE also contains required information for maintaining EOS (see Section 2.10.6). Session-enabled NFSv4.1 COMPOUND requests thus have the form:
NFSv4.1では、SEQUENCE操作が存在する場合、それはCOMPOUNDプロシージャの最初の操作でなければなりません。 SEQUENCEの主な目的は、セッション識別子を運ぶことです。セッション識別子は、COMPOUNDプロシージャ内の他のすべての操作を特定のセッションに関連付けます。 SEQUENCEには、EOSを維持するために必要な情報も含まれています（セクション2.10.6を参照）。したがって、セッション対応のNFSv4.1 COMPOUNDリクエストは次の形式になります。
+-----+--------------+-----------+------------+-----------+----
| tag | minorversion | numops |SEQUENCE op | op + args | ...
| | (== 1) | (limited) | + args | |
+-----+--------------+-----------+------------+-----------+----
and the replies have the form:
返信の形式は次のとおりです。
+------------+-----+--------+-------------------------------+--//
|last status | tag | numres |status + SEQUENCE op + results | //
+------------+-----+--------+-------------------------------+--//
//-----------------------+----
// status + op + results | ...
//-----------------------+----
A CB_COMPOUND procedure request and reply has a similar form to COMPOUND, but instead of a SEQUENCE operation, there is a CB_SEQUENCE operation. CB_COMPOUND also has an additional field called "callback_ident", which is superfluous in NFSv4.1 and MUST be ignored by the client. CB_SEQUENCE has the same information as SEQUENCE, and also includes other information needed to resolve callback races (Section 2.10.6.3).
CB_COMPOUNDプロシージャの要求と応答はCOMPOUNDと同様の形式ですが、SEQUENCE操作の代わりにCB_SEQUENCE操作があります。 CB_COMPOUNDには、「callback_ident」と呼ばれる追加のフィールドもあります。これは、NFSv4.1では不要であり、クライアントによって無視される必要があります。 CB_SEQUENCEにはSEQUENCEと同じ情報があり、コールバックの競合を解決するために必要なその他の情報も含まれています（セクション2.10.6.3）。
Each client ID (Section 2.4) can have zero or more active sessions. A client ID and associated session are required to perform file access in NFSv4.1. Each time a session is used (whether by a client sending a request to the server or the client replying to a callback request from the server), the state leased to its associated client ID is automatically renewed.
各クライアントID（2.4節）は、0個以上のアクティブセッションを持つことができます。 NFSv4.1でファイルアクセスを実行するには、クライアントIDと関連するセッションが必要です。セッションが使用されるたびに（クライアントがサーバーに要求を送信するか、クライアントがサーバーからのコールバック要求に応答するかに関係なく）、関連するクライアントIDにリースされた状態が自動的に更新されます。
State (which can consist of share reservations, locks, delegations, and layouts (Section 1.7.4)) is tied to the client ID. Client state is not tied to any individual session. Successive state changing operations from a given state owner MAY go over different sessions, provided the session is associated with the same client ID. A callback MAY arrive over a different session than that of the request that originally acquired the state pertaining to the callback. For example, if session A is used to acquire a delegation, a request to recall the delegation MAY arrive over session B if both sessions are associated with the same client ID. Sections 2.10.8.1 and 2.10.8.2 discuss the security considerations around callbacks.
状態（共有の予約、ロック、委任、およびレイアウト（セクション1.7.4）で構成できます）は、クライアントIDに関連付けられています。クライアントの状態は、個々のセッションに関連付けられていません。セッションが同じクライアントIDに関連付けられている場合、特定の状態所有者からの連続する状態変更操作は、異なるセッションを通過する場合があります。コールバックは、コールバックに関連する状態を最初に取得したリクエストのセッションとは異なるセッションを介して到着する場合があります。たとえば、セッションAを使用して委任を取得する場合、両方のセッションが同じクライアントIDに関連付けられていると、委任を取り消す要求がセッションBを介して到着する場合があります。セクション2.10.8.1および2.10.8.2では、コールバックに関するセキュリティの考慮事項について説明します。
A channel is not a connection. A channel represents the direction ONC RPC requests are sent.
チャネルは接続ではありません。チャネルは、ONC RPC要求が送信される方向を表します。
Each session has one or two channels: the fore channel and the backchannel. Because there are at most two channels per session, and because each channel has a distinct purpose, channels are not assigned identifiers.
各セッションには、1つまたは2つのチャネル（フォアチャネルとバックチャネル）があります。セッションごとに最大2つのチャネルがあり、各チャネルには明確な目的があるため、チャネルには識別子が割り当てられません。
The fore channel is used for ordinary requests from the client to the server, and carries COMPOUND requests and responses. A session always has a fore channel.
foreチャネルは、クライアントからサーバーへの通常の要求に使用され、COMPOUND要求と応答を伝送します。セッションには常にフォアチャネルがあります。
The backchannel is used for callback requests from server to client, and carries CB_COMPOUND requests and responses. Whether or not there is a backchannel is a decision made by the client; however, many features of NFSv4.1 require a backchannel. NFSv4.1 servers MUST support backchannels.
バックチャネルは、サーバーからクライアントへのコールバック要求に使用され、CB_COMPOUND要求と応答を伝送します。バックチャネルがあるかどうかは、クライアントが決定します。ただし、NFSv4.1の多くの機能にはバックチャネルが必要です。 NFSv4.1サーバーはバックチャネルをサポートする必要があります。
Each session has resources for each channel, including separate reply caches (see Section 2.10.6.1). Note that even the backchannel requires a reply cache (or, at least, a slot table in order to detect retries) because some callback operations are nonidempotent.
各セッションには、個別の応答キャッシュを含む各チャネルのリソースがあります（セクション2.10.6.1を参照）。一部のコールバック操作は非べき等であるため、バックチャネルでも応答キャッシュ（または、少なくとも再試行を検出するためにスロットテーブル）が必要であることに注意してください。
Each channel is associated with zero or more transport connections (whether of the same transport protocol or different transport protocols). A connection can be associated with one channel or both channels of a session; the client and server negotiate whether a connection will carry traffic for one channel or both channels via the CREATE_SESSION (Section 18.36) and the BIND_CONN_TO_SESSION (Section 18.34) operations. When a session is created via CREATE_SESSION, the connection that transported the CREATE_SESSION request is automatically associated with the fore channel, and optionally the backchannel. If the client specifies no state protection (Section 18.35) when the session is created, then when SEQUENCE is transmitted on a different connection, the connection is automatically associated with the fore channel of the session specified in the SEQUENCE operation.
各チャネルは、ゼロまたはそれ以上のトランスポート接続に関連付けられます（同じトランスポートプロトコルでも異なるトランスポートプロトコルでも）。接続は、セッションの1つのチャネルまたは両方のチャネルに関連付けることができます。クライアントとサーバーは、接続がCREATE_SESSION（セクション18.36）およびBIND_CONN_TO_SESSION（セクション18.34）操作を介して1つのチャネルまたは両方のチャネルのトラフィックを伝送するかどうかについてネゴシエートします。 CREATE_SESSIONを介してセッションが作成されると、CREATE_SESSION要求を転送した接続は、フォアチャネルと、オプションでバックチャネルに自動的に関連付けられます。セッションの作成時にクライアントが状態保護を指定しない場合（セクション18.35）、SEQUENCEが別の接続で送信されると、接続はSEQUENCE操作で指定されたセッションのフォアチャネルに自動的に関連付けられます。
A connection's association with a session is not exclusive. A connection associated with the channel(s) of one session may be simultaneously associated with the channel(s) of other sessions including sessions associated with other client IDs.
接続とセッションの関連付けは排他的ではありません。 1つのセッションのチャネルに関連付けられた接続は、他のクライアントIDに関連付けられたセッションを含む他のセッションのチャネルに同時に関連付けられます。
It is permissible for connections of multiple transport types to be associated with the same channel. For example, both TCP and RDMA connections can be associated with the fore channel. In the event an RDMA and non-RDMA connection are associated with the same channel, the maximum number of slots SHOULD be at least one more than the total number of RDMA credits (Section 2.10.6.1). This way, if all RDMA credits are used, the non-RDMA connection can have at least one outstanding request. If a server supports multiple transport types, it MUST allow a client to associate connections from each transport to a channel.
複数のトランスポートタイプの接続が同じチャネルに関連付けられていても問題ありません。たとえば、TCP接続とRDMA接続の両方をフォアチャネルに関連付けることができます。 RDMA接続と非RDMA接続が同じチャネルに関連付けられている場合、スロットの最大数は、RDMAクレジットの総数（セクション2.10.6.1）より少なくとも1多い必要があります（SHOULD）。このように、すべてのRDMAクレジットが使用されている場合、非RDMA接続は少なくとも1つの未処理の要求を持つことができます。サーバーが複数のトランスポートタイプをサポートしている場合、クライアントが各トランスポートからチャネルへの接続を関連付けることを許可する必要があります。
It is permissible for a connection of one type of transport to be associated with the fore channel, and a connection of a different type to be associated with the backchannel.
あるタイプのトランスポートの接続をフォアチャネルに関連付け、別のタイプの接続をバックチャネルに関連付けることは許可されます。
Servers each specify a server scope value in the form of an opaque string eir_server_scope returned as part of the results of an EXCHANGE_ID operation. The purpose of the server scope is to allow a group of servers to indicate to clients that a set of servers sharing the same server scope value has arranged to use compatible values of otherwise opaque identifiers. Thus, the identifiers generated by one server of that set may be presented to another of that same scope.
サーバーはそれぞれ、EXCHANGE_ID操作の結果の一部として返される不透明な文字列eir_server_scopeの形式でサーバースコープ値を指定します。サーバースコープの目的は、サーバーのグループが、同じサーバースコープの値を共有する一連のサーバーが、互換性のない不透明な識別子の値を使用するように調整したことをクライアントに示すことを可能にすることです。したがって、そのセットの1つのサーバーによって生成された識別子は、同じスコープの別のサーバーに提示されます。
The use of such compatible values does not imply that a value generated by one server will always be accepted by another. In most cases, it will not. However, a server will not accept a value generated by another inadvertently. When it does accept it, it will be because it is recognized as valid and carrying the same meaning as on another server of the same scope.
そのような互換性のある値の使用は、あるサーバーによって生成された値が常に別のサーバーによって受け入れられることを意味しません。ほとんどの場合、そうではありません。ただし、サーバーは、別のサーバーが誤って生成した値を受け入れません。受け入れる場合は、有効であると認識され、同じスコープの別のサーバーと同じ意味を持つためです。
When servers are of the same server scope, this compatibility of values applies to the follow identifiers: o Filehandle values. A filehandle value accepted by two servers of the same server scope denotes the same object. A WRITE operation sent to one server is reflected immediately in a READ sent to the other, and locks obtained on one server conflict with those requested on the other.
サーバーが同じサーバースコープにある場合、この値の互換性は次の識別子に適用されます。oファイルハンドル値。同じサーバースコープの2つのサーバーが受け入れるファイルハンドル値は、同じオブジェクトを示します。一方のサーバーに送信されたWRITE操作は、他方のサーバーに送信されたREADにすぐに反映され、一方のサーバーで取得されたロックは、他方のサーバーで要求されたロックと競合します。
o Session ID values. A session ID value accepted by two servers of the same server scope denotes the same session.
o セッションID値。同じサーバースコープの2つのサーバーが受け入れるセッションID値は、同じセッションを示します。
o Client ID values. A client ID value accepted as valid by two servers of the same server scope is associated with two clients with the same client owner and verifier.
o クライアントID値。同じサーバースコープの2つのサーバーによって有効であると受け入れられたクライアントID値は、同じクライアント所有者と検証者を持つ2つのクライアントに関連付けられています。
o State ID values. A state ID value is recognized as valid when the corresponding client ID is recognized as valid. If the same stateid value is accepted as valid on two servers of the same scope and the client IDs on the two servers represent the same client owner and verifier, then the two stateid values designate the same set of locks and are for the same file.
o 州ID値。状態ID値は、対応するクライアントIDが有効であると認識されると、有効であると認識されます。同じスコープの2つのサーバーで同じ状態ID値が有効として受け入れられ、2つのサーバーのクライアントIDが同じクライアント所有者と検証者を表す場合、2つの状態ID値は同じロックのセットを指定し、同じファイルに対するものです。
o Server owner values. When the server scope values are the same, server owner value may be validly compared. In cases where the server scope values are different, server owner values are treated as different even if they contain all identical bytes.
o サーバー所有者の値。サーバースコープの値が同じ場合、サーバーの所有者の値が有効に比較されることがあります。サーバースコープの値が異なる場合、サーバーの所有者の値は、同じバイトがすべて含まれている場合でも異なるものとして扱われます。
The coordination among servers required to provide such compatibility can be quite minimal, and limited to a simple partition of the ID space. The recognition of common values requires additional implementation, but this can be tailored to the specific situations in which that recognition is desired.
このような互換性を提供するために必要なサーバー間の調整は非常に最小限で済み、IDスペースの単純なパーティションに制限されます。一般的な値の認識には追加の実装が必要ですが、これはその認識が望まれる特定の状況に合わせて調整できます。
Clients will have occasion to compare the server scope values of multiple servers under a number of circumstances, each of which will be discussed under the appropriate functional section:
クライアントは、さまざまな状況下で複数のサーバーのサーバースコープ値を比較する機会があります。それぞれについて、適切な機能セクションで説明します。
o When server owner values received in response to EXCHANGE_ID operations sent to multiple network addresses are compared for the purpose of determining the validity of various forms of trunking, as described in Section 2.10.5.
o セクション2.10.5で説明されているように、複数のネットワークアドレスに送信されたEXCHANGE_ID操作に応答して受信されたサーバー所有者の値が比較され、さまざまな形式のトランキングの有効性が判断されます。
o When network or server reconfiguration causes the same network address to possibly be directed to different servers, with the necessity for the client to determine when lock reclaim should be attempted, as described in Section 8.4.2.1.
o ネットワークまたはサーバーの再構成により、同じネットワークアドレスが異なるサーバーに送信される可能性がある場合、8.4.2.1項で説明するように、クライアントはロックの再利用をいつ試行するかを決定する必要があります。
o When file system migration causes the transfer of responsibility for a file system between servers and the client needs to determine whether state has been transferred with the file system (as described in Section 11.7.7) or whether the client needs to reclaim state on a similar basis as in the case of server restart, as described in Section 8.4.2.
oファイルシステムの移行により、サーバーとクライアント間でファイルシステムの責任が移る場合、状態がファイルシステムで転送されているか（セクション11.7.7を参照）、クライアントが状態を再利用する必要があるかどうかを判断する必要があるセクション8.4.2で説明されているように、サーバーの再起動の場合と同様の基準。
When two replies from EXCHANGE_ID, each from two different server network addresses, have the same server scope, there are a number of ways a client can validate that the common server scope is due to two servers cooperating in a group.
それぞれが2つの異なるサーバーネットワークアドレスからのEXCHANGE_IDからの2つの応答が同じサーバースコープを持っている場合、クライアントが共通サーバースコープの原因がグループ内での2つのサーバーの協力によるものであることを検証するには、いくつかの方法があります。
o If both EXCHANGE_ID requests were sent with RPCSEC_GSS authentication and the server principal is the same for both targets, the equality of server scope is validated. It is RECOMMENDED that two servers intending to share the same server scope also share the same principal name.
o 両方のEXCHANGE_ID要求がRPCSEC_GSS認証で送信され、サーバープリンシパルが両方のターゲットで同じである場合、サーバースコープの同等性が検証されます。同じサーバースコープを共有する2つのサーバーも同じプリンシパル名を共有することをお勧めします。
o The client may accept the appearance of the second server in the fs_locations or fs_locations_info attribute for a relevant file system. For example, if there is a migration event for a particular file system or there are locks to be reclaimed on a particular file system, the attributes for that particular file system may be used. The client sends the GETATTR request to the first server for the fs_locations or fs_locations_info attribute with RPCSEC_GSS authentication. It may need to do this in advance of the need to verify the common server scope. If the client successfully authenticates the reply to GETATTR, and the GETATTR request and reply containing the fs_locations or fs_locations_info attribute refers to the second server, then the equality of server scope is supported. A client may choose to limit the use of this form of support to information relevant to the specific file system involved (e.g. a file system being migrated).
o クライアントは、関連するファイルシステムのfs_locationsまたはfs_locations_info属性で2番目のサーバーの外観を受け入れることができます。たとえば、特定のファイルシステムの移行イベントがある場合、または特定のファイルシステムで再利用されるロックがある場合、その特定のファイルシステムの属性を使用できます。クライアントは、RPCSEC_GSS認証を使用してfs_locationsまたはfs_locations_info属性のGETATTR要求を最初のサーバーに送信します。共通サーバーのスコープを検証する前に、これを行う必要がある場合があります。クライアントがGETATTRへの応答の認証に成功し、GETATTR要求とfs_locationsまたはfs_locations_info属性を含む応答が2番目のサーバーを参照している場合、サーバースコープの同等性がサポートされます。クライアントは、この形式のサポートの使用を、関連する特定のファイルシステム（移行されるファイルシステムなど）に関連する情報に制限することを選択できます。
Trunking is the use of multiple connections between a client and server in order to increase the speed of data transfer. NFSv4.1 supports two types of trunking: session trunking and client ID trunking.
トランキングとは、データ転送の速度を上げるために、クライアントとサーバー間の複数の接続を使用することです。 NFSv4.1は、セッショントランキングとクライアントIDトランキングの2種類のトランキングをサポートしています。
NFSv4.1 servers MUST support both forms of trunking within the context of a single server network address and MUST support both forms within the context of the set of network addresses used to access a single server. NFSv4.1 servers in a clustered configuration MAY allow network addresses for different servers to use client ID trunking.
NFSv4.1サーバーは、単一サーバーのネットワークアドレスのコンテキスト内で両方の形式のトランキングをサポートする必要があり、単一サーバーへのアクセスに使用されるネットワークアドレスのセットのコンテキスト内で両方の形式をサポートする必要があります。クラスター構成のNFSv4.1サーバーは、異なるサーバーのネットワークアドレスがクライアントIDトランキングを使用できるようにする場合があります。
Clients may use either form of trunking as long as they do not, when trunking between different server network addresses, violate the servers' mandates as to the kinds of trunking to be allowed (see below). With regard to callback channels, the client MUST allow the server to choose among all callback channels valid for a given client ID and MUST support trunking when the connections supporting the backchannel allow session or client ID trunking to be used for callbacks.
クライアントは、異なるサーバーネットワークアドレス間でトランキングを行う場合に、許可するトランキングの種類に関するサーバーの義務に違反しない限り、どちらの形式のトランキングも使用できます（以下を参照）。コールバックチャネルに関して、クライアントはサーバーが特定のクライアントIDに有効なすべてのコールバックチャネルから選択できるようにし、バックチャネルをサポートする接続がセッションまたはクライアントIDトランキングをコールバックに使用できる場合はトランキングをサポートする必要があります。
Session trunking is essentially the association of multiple connections, each with potentially different target and/or source network addresses, to the same session. When the target network addresses (server addresses) of the two connections are the same, the server MUST support such session trunking. When the target network addresses are different, the server MAY indicate such support using the data returned by the EXCHANGE_ID operation (see below).
セッショントランキングとは、基本的には、ターゲットやソースのネットワークアドレスが異なる可能性のある複数の接続を同じセッションに関連付けることです。 2つの接続のターゲットネットワークアドレス（サーバーアドレス）が同じ場合、サーバーはそのようなセッショントランキングをサポートする必要があります。ターゲットネットワークアドレスが異なる場合、サーバーは、EXCHANGE_IDオペレーションによって返されるデータを使用して、そのようなサポートを示す場合があります（下記参照）。
Client ID trunking is the association of multiple sessions to the same client ID. Servers MUST support client ID trunking for two target network addresses whenever they allow session trunking for those same two network addresses. In addition, a server MAY, by presenting the same major server owner ID (Section 2.5) and server scope (Section 2.10.4), allow an additional case of client ID trunking. When two servers return the same major server owner and server scope, it means that the two servers are cooperating on locking state management, which is a prerequisite for client ID trunking.
クライアントIDトランキングは、複数のセッションを同じクライアントIDに関連付けることです。サーバーは、同じ2つのネットワークアドレスのセッショントランキングを許可する場合は常に、2つのターゲットネットワークアドレスのクライアントIDトランキングをサポートする必要があります。さらに、サーバーは、同じメジャーサーバーオーナーID（セクション2.5）およびサーバースコープ（セクション2.10.4）を提示することにより、クライアントIDトランキングの追加のケースを許可する場合があります。 2つのサーバーが同じ主要サーバー所有者とサーバースコープを返す場合、2つのサーバーがロック状態の管理に協力していることを意味します。これは、クライアントIDトランキングの前提条件です。
Distinguishing when the client is allowed to use session and client ID trunking requires understanding how the results of the EXCHANGE_ID (Section 18.35) operation identify a server. Suppose a client sends EXCHANGE_IDs over two different connections, each with a possibly different target network address, but each EXCHANGE_ID operation has the same value in the eia_clientowner field. If the same NFSv4.1 server is listening over each connection, then each EXCHANGE_ID result MUST return the same values of eir_clientid, eir_server_owner.so_major_id, and eir_server_scope. The client can then treat each connection as referring to the same server (subject to verification; see Section 2.10.5.1 later in this section), and it can use each connection to trunk requests and replies. The client's choice is whether session trunking or client ID trunking applies.
クライアントがセッションとクライアントIDトランキングの使用を許可されている時期を区別するには、EXCHANGE_ID（セクション18.35）操作の結果がサーバーを識別する方法を理解する必要があります。クライアントが2つの異なる接続を介してEXCHANGE_IDを送信し、それぞれにターゲットネットワークアドレスが異なる可能性がありますが、各EXCHANGE_ID操作のeia_clientownerフィールドに同じ値があるとします。同じNFSv4.1サーバーが各接続をリッスンしている場合、各EXCHANGE_IDの結果は、eir_clientid、eir_server_owner.so_major_id、およびeir_server_scopeの同じ値を返す必要があります。その後、クライアントは各接続を同じサーバーを参照するものとして扱い（検証の対象。このセクションの後半のセクション2.10.5.1を参照）、各接続をトランクの要求と応答に使用できます。クライアントの選択は、セッショントランキングとクライアントIDトランキングのどちらを適用するかです。
Session Trunking. If the eia_clientowner argument is the same in two different EXCHANGE_ID requests, and the eir_clientid, eir_server_owner.so_major_id, eir_server_owner.so_minor_id, and eir_server_scope results match in both EXCHANGE_ID results, then the client is permitted to perform session trunking. If the client has no session mapping to the tuple of eir_clientid, eir_server_owner.so_major_id, eir_server_scope, and eir_server_owner.so_minor_id, then it creates the session via a CREATE_SESSION operation over one of the connections, which associates the connection to the session. If there is a session for the tuple, the client can send BIND_CONN_TO_SESSION to associate the connection to the session.
セッショントランキング。 2つの異なるEXCHANGE_IDリクエストでeia_clientowner引数が同じであり、eir_clientid、eir_server_owner.so_major_id、eir_server_owner.so_minor_id、およびeir_server_scopeの結果が両方のEXCHANGE_IDの結果で一致する場合、クライアントはセッショントランキングを実行できます。クライアントにeir_clientid、eir_server_owner.so_major_id、eir_server_scope、eir_server_owner.so_minor_idのタプルへのセッションマッピングがない場合、接続をセッションに関連付ける接続の1つを介してCREATE_SESSION操作を介してセッションを作成します。タプルのセッションがある場合、クライアントはBIND_CONN_TO_SESSIONを送信して、接続をセッションに関連付けることができます。
Of course, if the client does not desire to use session trunking, it is not required to do so. It can invoke CREATE_SESSION on the connection. This will result in client ID trunking as described below. It can also decide to drop the connection if it does not choose to use trunking.
もちろん、クライアントがセッショントランキングを使用したくない場合は、使用する必要はありません。接続でCREATE_SESSIONを呼び出すことができます。これにより、以下で説明するようにクライアントIDトランキングが発生します。また、トランキングを使用しない場合は、接続をドロップすることもできます。
Client ID Trunking. If the eia_clientowner argument is the same in two different EXCHANGE_ID requests, and the eir_clientid, eir_server_owner.so_major_id, and eir_server_scope results match in both EXCHANGE_ID results, then the client is permitted to perform client ID trunking (regardless of whether the eir_server_owner.so_minor_id results match). The client can associate each connection with different sessions, where each session is associated with the same server.
クライアントIDトランキング。 2つの異なるEXCHANGE_IDリクエストでeia_clientowner引数が同じであり、eir_clientid、eir_server_owner.so_major_id、およびeir_server_scopeの結果が両方のEXCHANGE_ID結果で一致する場合、クライアントは（eir_server_owner.so_minor_id結果が一致するかどうかに関係なく）クライアントIDトランキングを実行できます）。クライアントは、各接続を異なるセッションに関連付けることができます。各セッションは同じサーバーに関連付けられています。
The client completes the act of client ID trunking by invoking CREATE_SESSION on each connection, using the same client ID that was returned in eir_clientid. These invocations create two sessions and also associate each connection with its respective session. The client is free to decline to use client ID trunking by simply dropping the connection at this point.
クライアントは、eir_clientidで返された同じクライアントIDを使用して、各接続でCREATE_SESSIONを呼び出すことにより、クライアントIDトランキングの動作を完了します。これらの呼び出しは2つのセッションを作成し、各接続をそれぞれのセッションに関連付けます。この時点で接続をドロップするだけで、クライアントは自由にクライアントIDトランキングの使用を拒否できます。
When doing client ID trunking, locking state is shared across sessions associated with that same client ID. This requires the server to coordinate state across sessions.
クライアントIDトランキングを実行すると、同じクライアントIDに関連付けられているセッション間でロック状態が共有されます。これには、サーバーがセッション間で状態を調整する必要があります。
The client should be prepared for the possibility that eir_server_owner values may be different on subsequent EXCHANGE_ID requests made to the same network address, as a result of various sorts of reconfiguration events. When this happens and the changes result in the invalidation of previously valid forms of trunking, the client should cease to use those forms, either by dropping connections or by adding sessions. For a discussion of lock reclaim as it relates to such reconfiguration events, see Section 8.4.2.1.
クライアントは、さまざまな種類の再構成イベントの結果として、同じネットワークアドレスに対して行われた後続のEXCHANGE_ID要求でeir_server_ownerの値が異なる可能性に備えて準備する必要があります。これが発生し、変更の結果として以前有効だったトランキングの形式が無効になった場合、クライアントは、接続をドロップするか、セッションを追加することにより、それらの形式の使用を中止する必要があります。このような再構成イベントに関連するロックの再利用については、8.4.2.1項を参照してください。
When two servers over two connections claim matching or partially matching eir_server_owner, eir_server_scope, and eir_clientid values, the client does not have to trust the servers' claims. The client may verify these claims before trunking traffic in the following ways: o For session trunking, clients SHOULD reliably verify if connections between different network paths are in fact associated with the same NFSv4.1 server and usable on the same session, and servers MUST allow clients to perform reliable verification. When a client ID is created, the client SHOULD specify that BIND_CONN_TO_SESSION is to be verified according to the SP4_SSV or SP4_MACH_CRED (Section 18.35) state protection options. For SP4_SSV, reliable verification depends on a shared secret (the SSV) that is established via the SET_SSV (Section 18.47) operation.
2つの接続上の2つのサーバーがeir_server_owner、eir_server_scope、eir_clientidの値と一致または部分的に一致することを要求する場合、クライアントはサーバーの要求を信頼する必要はありません。クライアントは、以下の方法でトラフィックをトランキングする前にこれらのクレームを検証できます：oセッショントランキングの場合、クライアントは、異なるネットワークパス間の接続が実際に同じNFSv4.1サーバーに関連付けられており、同じセッションで使用できるかどうかを確実に検証する必要があり、サーバーはクライアントが信頼できる検証を実行できるようにします。クライアントIDが作成されると、クライアントは、SP4_SSVまたはSP4_MACH_CRED（セクション18.35）状態保護オプションに従ってBIND_CONN_TO_SESSIONを検証するように指定する必要があります（SHOULD）。 SP4_SSVの場合、信頼できる検証は、SET_SSV（セクション18.47）操作によって確立される共有シークレット（SSV）に依存します。
When a new connection is associated with the session (via the BIND_CONN_TO_SESSION operation, see Section 18.34), if the client specified SP4_SSV state protection for the BIND_CONN_TO_SESSION operation, the client MUST send the BIND_CONN_TO_SESSION with RPCSEC_GSS protection, using integrity or privacy, and an RPCSEC_GSS handle created with the GSS SSV mechanism (Section 2.10.9).
新しい接続がセッションに関連付けられている場合（BIND_CONN_TO_SESSION操作を介して、セクション18.34を参照）、クライアントがBIND_CONN_TO_SESSION操作に対してSP4_SSV状態保護を指定した場合、クライアントは整合性またはプライバシー、およびRPCSEC_GSSを使用して、RPCSEC_GSS保護付きのBIND_CONN_TO_SESSIONを送信する必要があります。 GSS SSVメカニズム（セクション2.10.9）で作成されたハンドル。
If the client mistakenly tries to associate a connection to a session of a wrong server, the server will either reject the attempt because it is not aware of the session identifier of the BIND_CONN_TO_SESSION arguments, or it will reject the attempt because the RPCSEC_GSS authentication fails. Even if the server mistakenly or maliciously accepts the connection association attempt, the RPCSEC_GSS verifier it computes in the response will not be verified by the client, so the client will know it cannot use the connection for trunking the specified session.
クライアントが誤って接続を間違ったサーバーのセッションに関連付けようとした場合、サーバーはBIND_CONN_TO_SESSION引数のセッション識別子を認識していないために試行を拒否するか、RPCSEC_GSS認証が失敗するために試行を拒否します。サーバーが接続アソシエーションの試みを誤ってまたは故意に受け入れたとしても、サーバーが応答で計算するRPCSEC_GSSベリファイアはクライアントによって検証されないため、クライアントは指定されたセッションのトランキングに接続を使用できないことを認識します。
If the client specified SP4_MACH_CRED state protection, the BIND_CONN_TO_SESSION operation will use RPCSEC_GSS integrity or privacy, using the same credential that was used when the client ID was created. Mutual authentication via RPCSEC_GSS assures the client that the connection is associated with the correct session of the correct server.
クライアントがSP4_MACH_CRED状態保護を指定した場合、BIND_CONN_TO_SESSION操作は、クライアントIDの作成時に使用されたのと同じ資格情報を使用して、RPCSEC_GSS整合性またはプライバシーを使用します。 RPCSEC_GSSによる相互認証は、接続が正しいサーバーの正しいセッションに関連付けられていることをクライアントに保証します。
o For client ID trunking, the client has at least two options for verifying that the same client ID obtained from two different EXCHANGE_ID operations came from the same server. The first option is to use RPCSEC_GSS authentication when sending each EXCHANGE_ID operation. Each time an EXCHANGE_ID is sent with RPCSEC_GSS authentication, the client notes the principal name of the GSS target. If the EXCHANGE_ID results indicate that client ID trunking is possible, and the GSS targets' principal names are the same, the servers are the same and client ID trunking is allowed.
o クライアントIDトランキングの場合、クライアントには、2つの異なるEXCHANGE_ID操作から取得された同じクライアントIDが同じサーバーからのものであることを確認するための少なくとも2つのオプションがあります。最初のオプションは、各EXCHANGE_ID操作を送信するときにRPCSEC_GSS認証を使用することです。 EXCHANGE_IDがRPCSEC_GSS認証で送信されるたびに、クライアントはGSSターゲットのプリンシパル名を記録します。 EXCHANGE_IDの結果がクライアントIDトランキングが可能であることを示し、GSSターゲットのプリンシパル名が同じである場合、サーバーは同じであり、クライアントIDトランキングは許可されます。
The second option for verification is to use SP4_SSV protection. When the client sends EXCHANGE_ID, it specifies SP4_SSV protection. The first EXCHANGE_ID the client sends always has to be confirmed by a CREATE_SESSION call. The client then sends SET_SSV. Later, the client sends EXCHANGE_ID to a second destination network address different from the one the first EXCHANGE_ID was sent to. The client checks that each EXCHANGE_ID reply has the same eir_clientid, eir_server_owner.so_major_id, and eir_server_scope. If so, the client verifies the claim by sending a CREATE_SESSION operation to the second destination address, protected with RPCSEC_GSS integrity using an RPCSEC_GSS handle returned by the second EXCHANGE_ID. If the server accepts the CREATE_SESSION request, and if the client verifies the RPCSEC_GSS verifier and integrity codes, then the client has proof the second server knows the SSV, and thus the two servers are cooperating for the purposes of specifying server scope and client ID trunking.
検証の2番目のオプションは、SP4_SSV保護を使用することです。クライアントがEXCHANGE_IDを送信するとき、クライアントはSP4_SSV保護を指定します。クライアントが常に送信する最初のEXCHANGE_IDは、CREATE_SESSION呼び出しで確認する必要があります。次に、クライアントはSET_SSVを送信します。その後、クライアントはEXCHANGE_IDを、最初のEXCHANGE_IDが送信されたアドレスとは異なる2番目の宛先ネットワークアドレスに送信します。クライアントは、各EXCHANGE_ID応答に同じeir_clientid、eir_server_owner.so_major_id、およびeir_server_scopeがあることを確認します。その場合、クライアントは、2番目のEXCHANGE_IDによって返されたRPCSEC_GSSハンドルを使用してRPCSEC_GSS整合性で保護された2番目の宛先アドレスにCREATE_SESSION操作を送信することにより、クレームを検証します。サーバーがCREATE_SESSIONリクエストを受け入れ、クライアントがRPCSEC_GSSベリファイアと整合性コードを検証する場合、クライアントは2番目のサーバーがSSVを認識していることを証明しているため、2つのサーバーはサーバースコープとクライアントIDトランキングを指定する目的で協力しています。 。
Via the session, NFSv4.1 offers exactly once semantics (EOS) for requests sent over a channel. EOS is supported on both the fore channel and backchannel.
NFSv4.1は、セッションを介して、チャネルを介して送信された要求に対して正確に1回限りのセマンティクス（EOS）を提供します。 EOSは、フォアチャネルとバックチャネルの両方でサポートされています。
Each COMPOUND or CB_COMPOUND request that is sent with a leading SEQUENCE or CB_SEQUENCE operation MUST be executed by the receiver exactly once. This requirement holds regardless of whether the request is sent with reply caching specified (see Section 2.10.6.1.3). The requirement holds even if the requester is sending the request over a session created between a pNFS data client and pNFS data server. To understand the rationale for this requirement, divide the requests into three classifications:
先頭のSEQUENCEまたはCB_SEQUENCE操作で送信される各COMPOUNDまたはCB_COMPOUND要求は、受信者が1回だけ実行する必要があります。この要件は、要求が応答キャッシュを指定して送信されているかどうかに関係なく保持されます（2.10.6.1.3を参照）。要求者がpNFSデータクライアントとpNFSデータサーバー間で作成されたセッションを介して要求を送信している場合でも、要件は保持されます。この要件の根拠を理解するには、要求を3つの分類に分けます。
o Non-idempotent requests.
o 非べき等のリクエスト。
o Idempotent modifying requests.
o べき等の変更要求。
o Idempotent non-modifying requests.
o べき等の非変更リクエスト。
An example of a non-idempotent request is RENAME. Obviously, if a replier executes the same RENAME request twice, and the first execution succeeds, the re-execution will fail. If the replier returns the result from the re-execution, this result is incorrect. Therefore, EOS is required for non-idempotent requests.
べき等でないリクエストの例はRENAMEです。明らかに、返信者が同じRENAME要求を2回実行し、最初の実行が成功した場合、再実行は失敗します。返信者が再実行の結果を返した場合、この結果は正しくありません。したがって、べき等でない要求にはEOSが必要です。
An example of an idempotent modifying request is a COMPOUND request containing a WRITE operation. Repeated execution of the same WRITE has the same effect as execution of that WRITE a single time. Nevertheless, enforcing EOS for WRITEs and other idempotent modifying requests is necessary to avoid data corruption.
べき等変更要求の例は、WRITE操作を含むCOMPOUND要求です。同じWRITEを繰り返し実行すると、そのWRITEを1回実行するのと同じ効果があります。それでも、データの破損を回避するには、WRITEと他のべき等の変更要求にEOSを適用する必要があります。
Suppose a client sends WRITE A to a noncompliant server that does not enforce EOS, and receives no response, perhaps due to a network partition. The client reconnects to the server and re-sends WRITE A. Now, the server has outstanding two instances of A. The server can be in a situation in which it executes and replies to the retry of A, while the first A is still waiting in the server's internal I/O system for some resource. Upon receiving the reply to the second attempt of WRITE A, the client believes its WRITE is done so it is free to send WRITE B, which overlaps the byte-range of A. When the original A is dispatched from the server's I/O system and executed (thus the second time A will have been written), then what has been written by B can be overwritten and thus corrupted.
クライアントがEOSを適用しない非準拠サーバーにWRITE Aを送信し、おそらくネットワークパーティションが原因で応答を受信しないとします。クライアントはサーバーに再接続してWRITE Aを再送信します。これで、サーバーにはAの未解決の2つのインスタンスがあります。サーバーは、最初のAがまだ待機している間に、サーバーが実行されてAの再試行に応答する状況になる可能性があります。サーバーの内部I / Oシステムの一部のリソース。 WRITE Aの2回目の試行に対する応答を受信すると、クライアントはそのWRITEが完了したと信じているため、Aのバイト範囲と重複するWRITE Bを自由に送信できます。元のAがサーバーのI / Oシステムからディスパッチされるとき実行されると（Aが2回目に書き込まれるため）、Bによって書き込まれたものが上書きされ、破損する可能性があります。
An example of an idempotent non-modifying request is a COMPOUND containing SEQUENCE, PUTFH, READLINK, and nothing else. The re-execution of such a request will not cause data corruption or produce an incorrect result. Nonetheless, to keep the implementation simple, the replier MUST enforce EOS for all requests, whether or not idempotent and non-modifying.
べき等の非変更要求の例は、SEQUENCE、PUTFH、READLINKなどを含むCOMPOUNDです。このような要求を再実行しても、データが破損したり、誤った結果が生成されたりすることはありません。それにもかかわらず、実装を単純に保つために、リプライヤは、べき等で非変更であるかどうかに関係なく、すべての要求に対してEOSを実施する必要があります。
Note that true and complete EOS is not possible unless the server persists the reply cache in stable storage, and unless the server is somehow implemented to never require a restart (indeed, if such a server exists, the distinction between a reply cache kept in stable storage versus one that is not is one without meaning). See Section 2.10.6.5 for a discussion of persistence in the reply cache. Regardless, even if the server does not persist the reply cache, EOS improves robustness and correctness over previous versions of NFS because the legacy duplicate request/reply caches were based on the ONC RPC transaction identifier (XID). Section 2.10.6.1 explains the shortcomings of the XID as a basis for a reply cache and describes how NFSv4.1 sessions improve upon the XID.
サーバーが安定したストレージに応答キャッシュを永続化しない限り、そしてサーバーが何らかの方法で再起動を必要としないように実装されていない限り、真の完全なEOSは不可能であることに注意してくださいストレージとそうでないものは意味のないものです）。応答キャッシュでの永続性については、2.10.6.5項を参照してください。とにかく、サーバーが応答キャッシュを永続化しない場合でも、レガシーの重複する要求/応答キャッシュはONC RPCトランザクション識別子（XID）に基づいていたため、EOSは以前のバージョンのNFSよりも堅牢性と正確性を向上させます。セクション2.10.6.1では、応答キャッシュの基礎としてのXIDの欠点について説明し、NFSv4.1セッションがXIDをどのように改善するかについて説明します。
The RPC layer provides a transaction ID (XID), which, while required to be unique, is not convenient for tracking requests for two reasons. First, the XID is only meaningful to the requester; it cannot be interpreted by the replier except to test for equality with previously sent requests. When consulting an RPC-based duplicate request cache, the opaqueness of the XID requires a computationally expensive look up (often via a hash that includes XID and source address). NFSv4.1 requests use a non-opaque slot ID, which is an index into a slot table, which is far more efficient. Second, because RPC requests can be executed by the replier in any order, there is no bound on the number of requests that may be outstanding at any time. To achieve perfect EOS, using ONC RPC would require storing all replies in the reply cache. XIDs are 32 bits; storing over four billion (2^32) replies in the reply cache is not practical. In practice, previous versions of NFS have chosen to store a fixed number of replies in the cache, and to use a least recently used (LRU) approach to replacing cache entries with new entries when the cache is full. In NFSv4.1, the number of outstanding requests is bounded by the size of the slot table, and a sequence ID per slot is used to tell the replier when it is safe to delete a cached reply.
RPCレイヤーはトランザクションID（XID）を提供しますが、これは一意である必要がありますが、2つの理由で要求の追跡には適していません。まず、XIDはリクエスタにとってのみ意味があります。以前に送信されたリクエストと等しいかどうかをテストする場合を除いて、返信者が解釈することはできません。 RPCベースの重複リクエストキャッシュを参照する場合、XIDの不透明性により、計算に負荷のかかるルックアップが必要になります（多くの場合、XIDと送信元アドレスを含むハッシュを介して）。 NFSv4.1要求は、不透明ではないスロットIDを使用します。これはスロットテーブルへのインデックスであり、はるかに効率的です。第2に、RPC要求はリプライヤによって任意の順序で実行できるため、いつでも未解決の可能性がある要求の数に制限はありません。完全なEOSを実現するには、ONC RPCを使用するには、すべての応答を応答キャッシュに格納する必要があります。 XIDは32ビットです。 40億（2 ^ 32）を超える応答を応答キャッシュに格納することは現実的ではありません。実際には、NFSの以前のバージョンでは、固定数の応答をキャッシュに保存し、キャッシュがいっぱいになったときにキャッシュエントリを新しいエントリに置き換えるために、Leastly Used（LRU）アプローチを使用することを選択しました。 NFSv4.1では、未解決の要求の数はスロットテーブルのサイズによって制限され、スロットごとのシーケンスIDを使用して、キャッシュされた応答を安全に削除できる場合に応答者に通知します。
In the NFSv4.1 reply cache, when the requester sends a new request, it selects a slot ID in the range 0..N, where N is the replier's current maximum slot ID granted to the requester on the session over which the request is to be sent. The value of N starts out as equal to ca_maxrequests - 1 (Section 18.36), but can be adjusted by the response to SEQUENCE or CB_SEQUENCE as described later in this section. The slot ID must be unused by any of the requests that the requester has already active on the session. "Unused" here means the requester has no outstanding request for that slot ID.
NFSv4.1応答キャッシュでは、リクエスターが新しい要求を送信すると、0からNの範囲のスロットIDを選択します。ここで、Nは、要求が行われたセッションでリクエスターに付与されたリプライアの現在の最大スロットIDです。送信されます。 Nの値は、ca_maxrequests-1（セクション18.36）と同じですが、このセクションで後述するように、SEQUENCEまたはCB_SEQUENCEへの応答によって調整できます。スロットIDは、リクエスターがセッションですでにアクティブになっているすべての要求で未使用でなければなりません。ここで「未使用」とは、リクエスターがそのスロットIDに対して未解決のリクエストをしていないことを意味します。
A slot contains a sequence ID and the cached reply corresponding to the request sent with that sequence ID. The sequence ID is a 32-bit unsigned value, and is therefore in the range 0..0xFFFFFFFF (2^32 - 1). The first time a slot is used, the requester MUST specify a sequence ID of one (Section 18.36). Each time a slot is reused, the request MUST specify a sequence ID that is one greater than that of the previous request on the slot. If the previous sequence ID was 0xFFFFFFFF, then the next request for the slot MUST have the sequence ID set to zero (i.e., (2^32 - 1) + 1 mod 2^32).
スロットには、シーケンスIDと、そのシーケンスIDで送信された要求に対応するキャッシュされた応答が含まれます。シーケンスIDは32ビットの符号なしの値であるため、範囲は0..0xFFFFFFFF（2 ^ 32-1）です。スロットが初めて使用されるとき、リクエスタは1のシーケンスIDを指定する必要があります（セクション18.36）。スロットが再利用されるたびに、リクエストは、スロットでの前のリクエストのシーケンスIDよりも1つ大きいシーケンスIDを指定する必要があります。以前のシーケンスIDが0xFFFFFFFFの場合、スロットの次のリクエストではシーケンスIDをゼロに設定する必要があります（つまり、（2 ^ 32-1）+ 1 mod 2 ^ 32）。
The sequence ID accompanies the slot ID in each request. It is for the critical check at the replier: it used to efficiently determine whether a request using a certain slot ID is a retransmit or a new, never-before-seen request. It is not feasible for the requester to assert that it is retransmitting to implement this, because for any given request the requester cannot know whether the replier has seen it unless the replier actually replies. Of course, if the requester has seen the reply, the requester would not retransmit.
シーケンスIDは、各リクエストのスロットIDに付随しています。これは、返信者の重要なチェック用です。特定のスロットIDを使用するリクエストが再送信であるか、これまでにない新しいリクエストであるかを効率的に判断するために使用されていました。リクエスタが実際に返信しない限り、リクエスタはリプライアがそれを確認したかどうかを知ることができないため、リクエスタはこれを実装するために再送信していると断言することはできません。もちろん、リクエスタが返信を見た場合、リクエスタは再送信しません。
The replier compares each received request's sequence ID with the last one previously received for that slot ID, to see if the new request is: o A new request, in which the sequence ID is one greater than that previously seen in the slot (accounting for sequence wraparound). The replier proceeds to execute the new request, and the replier MUST increase the slot's sequence ID by one.
リプライヤは、受信した各リクエストのシーケンスIDをそのスロットIDについて以前に受信した最後のリクエストと比較して、新しいリクエストが次のいずれであるかを確認します。o新しいリクエスト。シーケンスラップアラウンド）。リプライヤは新しいリクエストの実行に進み、リプライヤはスロットのシーケンスIDを1だけ増やす必要があります。
o A retransmitted request, in which the sequence ID is equal to that currently recorded in the slot. If the original request has executed to completion, the replier returns the cached reply. See Section 2.10.6.2 for direction on how the replier deals with retries of requests that are still in progress.
o シーケンスIDが現在スロットに記録されているものと等しい、再送信された要求。元のリクエストが完了するまで実行された場合、返信者はキャッシュされた返信を返します。応答者がまだ進行中の要求の再試行をどのように処理するかについては、セクション2.10.6.2を参照してください。
o A misordered retry, in which the sequence ID is less than (accounting for sequence wraparound) that previously seen in the slot. The replier MUST return NFS4ERR_SEQ_MISORDERED (as the result from SEQUENCE or CB_SEQUENCE).
o シーケンスIDが以前にスロットで見られたものよりも小さい（シーケンスラップアラウンドを考慮して）順序が間違っている再試行。リプライヤはNFS4ERR_SEQ_MISORDEREDを返さなければなりません（SEQUENCEまたはCB_SEQUENCEの結果として）。
o A misordered new request, in which the sequence ID is two or more than (accounting for sequence wraparound) that previously seen in the slot. Note that because the sequence ID MUST wrap around to zero once it reaches 0xFFFFFFFF, a misordered new request and a misordered retry cannot be distinguished. Thus, the replier MUST return NFS4ERR_SEQ_MISORDERED (as the result from SEQUENCE or CB_SEQUENCE).
o シーケンスIDが以前にスロットで見られたもの（シーケンスラップアラウンドを考慮したもの）の2以上である、誤った順序の新しいリクエスト。シーケンスIDは0xFFFFFFFFに到達するとゼロにラップアラウンドする必要があるため、順序が正しくない新しい要求と順序が間違っている再試行を区別できないことに注意してください。したがって、返信者はNFS4ERR_SEQ_MISORDEREDを（SEQUENCEまたはCB_SEQUENCEからの結果として）返す必要があります。
Unlike the XID, the slot ID is always within a specific range; this has two implications. The first implication is that for a given session, the replier need only cache the results of a limited number of COMPOUND requests. The second implication derives from the first, which is that unlike XID-indexed reply caches (also known as duplicate request caches - DRCs), the slot ID-based reply cache cannot be overflowed. Through use of the sequence ID to identify retransmitted requests, the replier does not need to actually cache the request itself, reducing the storage requirements of the reply cache further. These facilities make it practical to maintain all the required entries for an effective reply cache.
XIDとは異なり、スロットIDは常に特定の範囲内にあります。これには2つの意味があります。最初の意味は、特定のセッションでは、リプライアは限られた数のCOMPOUNDリクエストの結果をキャッシュするだけでよいことです。 2番目の影響は1番目の影響から派生します。つまり、XIDインデックス付きの応答キャッシュ（重複要求キャッシュ-DRCとも呼ばれます）とは異なり、スロットIDベースの応答キャッシュはオーバーフローできません。シーケンスIDを使用して再送信された要求を識別することにより、応答者は実際に要求自体をキャッシュする必要がなくなり、応答キャッシュのストレージ要件をさらに削減できます。これらの機能により、効果的な応答キャッシュに必要なすべてのエントリを維持することが現実的になります。
The slot ID, sequence ID, and session ID therefore take over the traditional role of the XID and source network address in the replier's reply cache implementation. This approach is considerably more portable and completely robust -- it is not subject to the reassignment of ports as clients reconnect over IP networks. In addition, the RPC XID is not used in the reply cache, enhancing robustness of the cache in the face of any rapid reuse of XIDs by the requester. While the replier does not care about the XID for the purposes of reply cache management (but the replier MUST return the same XID that was in the request), nonetheless there are considerations for the XID in NFSv4.1 that are the same as all other previous versions of NFS. The RPC XID remains in each message and needs to be formulated in NFSv4.1 requests as in any other ONC RPC request. The reasons include:
したがって、スロットID、シーケンスID、およびセッションIDは、返信者の返信キャッシュ実装におけるXIDおよび送信元ネットワークアドレスの従来の役割を引き継ぎます。このアプローチは、移植性が非常に高く、完全に堅牢です。クライアントがIPネットワークを介して再接続するときに、ポートを再割り当てする必要はありません。さらに、RPC XIDは応答キャッシュで使用されないため、リクエスターによるXIDの迅速な再利用に直面してキャッシュの堅牢性が向上します。返信者は返信キャッシュ管理の目的でXIDを気にしません（ただし、返信者はリクエストに含まれていたものと同じXIDを返す必要があります）が、NFSv4.1のXIDには他のすべてと同じ考慮事項があります以前のバージョンのNFS。 RPC XIDは各メッセージに残り、他のONC RPC要求と同様にNFSv4.1要求で定式化する必要があります。理由は次のとおりです。
o The RPC layer retains its existing semantics and implementation.
o RPCレイヤーは、既存のセマンティクスと実装を保持します。
o The requester and replier must be able to interoperate at the RPC layer, prior to the NFSv4.1 decoding of the SEQUENCE or CB_SEQUENCE operation.
o リクエスタとリプライヤは、SEQUENCEまたはCB_SEQUENCE操作のNFSv4.1デコードの前に、RPCレイヤで相互運用できる必要があります。
o If an operation is being used that does not start with SEQUENCE or CB_SEQUENCE (e.g., BIND_CONN_TO_SESSION), then the RPC XID is needed for correct operation to match the reply to the request.
o SEQUENCEまたはCB_SEQUENCEで始まらない操作（BIND_CONN_TO_SESSIONなど）が使用されている場合、RPC XIDは、正しい操作が要求への応答と一致するために必要です。
o The SEQUENCE or CB_SEQUENCE operation may generate an error. If so, the embedded slot ID, sequence ID, and session ID (if present) in the request will not be in the reply, and the requester has only the XID to match the reply to the request.
o SEQUENCEまたはCB_SEQUENCE操作はエラーを生成する場合があります。その場合、要求に埋め込まれたスロットID、シーケンスID、およびセッションID（存在する場合）は応答に含まれず、要求者は要求への応答と一致するXIDしか持っていません。
Given that well-formulated XIDs continue to be required, this begs the question: why do SEQUENCE and CB_SEQUENCE replies have a session ID, slot ID, and sequence ID? Having the session ID in the reply means that the requester does not have to use the XID to look up the session ID, which would be necessary if the connection were associated with multiple sessions. Having the slot ID and sequence ID in the reply means that the requester does not have to use the XID to look up the slot ID and sequence ID. Furthermore, since the XID is only 32 bits, it is too small to guarantee the re-association of a reply with its request [37]; having session ID, slot ID, and sequence ID in the reply allows the client to validate that the reply in fact belongs to the matched request.
適切に定式化されたXIDが引き続き必要であることを考えると、これは疑問を投げかけます。SEQUENCEおよびCB_SEQUENCE応答にセッションID、スロットID、およびシーケンスIDがある理由応答にセッションIDがあることは、リクエスターがセッションIDを検索するためにXIDを使用する必要がないことを意味します。これは、接続が複数のセッションに関連付けられている場合に必要です。応答にスロットIDとシーケンスIDがあることは、リクエスターがスロットIDとシーケンスIDを検索するためにXIDを使用する必要がないことを意味します。さらに、XIDは32ビットしかないため、小さすぎて応答と要求の再関連付けを保証できません[37]。応答にセッションID、スロットID、およびシーケンスIDを含めると、クライアントは、応答が実際に一致した要求に属していることを検証できます。
The SEQUENCE (and CB_SEQUENCE) operation also carries a "highest_slotid" value, which carries additional requester slot usage information. The requester MUST always indicate the slot ID representing the outstanding request with the highest-numbered slot value. The requester should in all cases provide the most conservative value possible, although it can be increased somewhat above the actual instantaneous usage to maintain some minimum or optimal level. This provides a way for the requester to yield unused request slots back to the replier, which in turn can use the information to reallocate resources.
SEQUENCE（およびCB_SEQUENCE）操作は、 "highest_slotid"値も伝送します。この値は、追加のリクエスタースロットの使用情報を伝送します。リクエスターは常に、最も大きい番号のスロット値を持つ未解決の要求を表すスロットIDを示さなければなりません（MUST）。リクエスタは、可能な限り最も保守的な値を提供する必要がありますが、実際の瞬間的な使用量よりもいくらか増やして、最小または最適なレベルを維持することができます。これは、リクエスタが未使用のリクエストスロットをリプライヤに返す方法を提供します。リプライヤは、情報を使用してリソースを再割り当てできます。
The replier responds with both a new target highest_slotid and an enforced highest_slotid, described as follows: o The target highest_slotid is an indication to the requester of the highest_slotid the replier wishes the requester to be using. This permits the replier to withdraw (or add) resources from a requester that has been found to not be using them, in order to more fairly share resources among a varying level of demand from other requesters. The requester must always comply with the replier's value updates, since they indicate newly established hard limits on the requester's access to session resources. However, because of request pipelining, the requester may have active requests in flight reflecting prior values; therefore, the replier must not immediately require the requester to comply.
リプライアは、新しいターゲットのhighest_slotidと強制されたhighest_slotidの両方で応答します。以下に説明します。oターゲットのhighest_slotidは、リクエスタがリクエスタで使用することを望んでいるhighest_slotidをリクエスタに示します。これにより、他のリクエスタからのさまざまなレベルの要求間でリソースをより公平に共有するために、リプライアはリソースを使用していないことが判明したリクエスタからリソースを撤回（または追加）できます。リクエスタはセッションリソースへのリクエスタのアクセスに対して新しく確立されたハード制限を示すため、リクエスタは常にリプライヤの値の更新に準拠する必要があります。ただし、リクエストのパイプライン処理により、リクエスタは以前の値を反映したアクティブなリクエストを処理中の場合があります。したがって、リプライヤは要求者にすぐに準拠することを要求してはなりません。
o The enforced highest_slotid indicates the highest slot ID the requester is permitted to use on a subsequent SEQUENCE or CB_SEQUENCE operation. The replier's enforced highest_slotid SHOULD be no less than the highest_slotid the requester indicated in the SEQUENCE or CB_SEQUENCE arguments.
o 実施されるhighest_slotidは、リクエスターが後続のSEQUENCEまたはCB_SEQUENCE操作で使用することを許可されている最高のスロットIDを示します。リプライヤの実施されるhighest_slotidは、SEQUENCEまたはCB_SEQUENCE引数で要求者が示したhighest_slotid以上である必要があります。
A requester can be intransigent with respect to lowering its highest_slotid argument to a Sequence operation, i.e. the requester continues to ignore the target highest_slotid in the response to a Sequence operation, and continues to set its highest_slotid argument to be higher than the target highest_slotid. This can be considered particularly egregious behavior when the replier knows there are no outstanding requests with slot IDs higher than its target highest_slotid. When faced with such intransigence, the replier is free to take more forceful action, and MAY reply with a new enforced highest_slotid that is less than its previous enforced highest_slotid. Thereafter, if the requester continues to send requests with a highest_slotid that is greater than the replier's new enforced highest_slotid, the server MAY return NFS4ERR_BAD_HIGH_SLOT, unless the slot ID in the request is greater than the new enforced highest_slotid and the request is a retry.
リクエスタは、sequenceオペレーションへのmaximum_slotid引数の引き下げに関して非透過的である可能性があります。つまり、リクエスタは、Sequenceオペレーションへの応答でターゲットのhighest_slotidを無視し続け、highest_slotid引数をターゲットのhighest_slotidより高く設定し続けます。これは、ターゲットのhighest_slotidよりも大きいスロットIDを持つ未解決のリクエストがないことをリプライアが知っている場合、特に悪質な動作と見なすことができます。そのような非透過性に直面した場合、リプライヤはより強力なアクションを自由にとることができ、以前の強制されたhighest_slotidより小さい新しい強制されたhighest_slotidで応答するかもしれません。その後、リクエスタがリプライアの新しい強制されたhighest_slotidより大きいhighest_slotidでリクエストを送信し続ける場合、リクエスト内のスロットIDが新しく適用されたhighest_slotidより大きく、リクエストが再試行でない限り、サーバーはNFS4ERR_BAD_HIGH_SLOTを返すかもしれません。
The replier SHOULD retain the slots it wants to retire until the requester sends a request with a highest_slotid less than or equal to the replier's new enforced highest_slotid.
リプライアは、リクエスタがリプライヤの新しい強制されたhighest_slotid以下のhighest_slotidでリクエストを送信するまで、リタイアしたいスロットを保持する必要があります。
The requester can also be intransigent with respect to sending non-retry requests that have a slot ID that exceeds the replier's highest_slotid. Once the replier has forcibly lowered the enforced highest_slotid, the requester is only allowed to send retries on slots that exceed the replier's highest_slotid. If a request is received with a slot ID that is higher than the new enforced highest_slotid, and the sequence ID is one higher than what is in the slot's reply cache, then the server can both retire the slot and return NFS4ERR_BADSLOT (however, the server MUST NOT do one and not the other). The reason it is safe to retire the slot is because by using the next sequence ID, the requester is indicating it has received the previous reply for the slot.
リクエスタは、リプライヤのhighest_slotidを超えるスロットIDを持つ非再試行リクエストの送信に関して非透過的である場合もあります。リプライアが強制されたhighest_slotidを強制的に下げたら、リクエスタはリプライアのhighest_slotidを超えるスロットでのみ再試行を送信できます。新しい強制されたhighest_slotidよりも大きいスロットIDでリクエストが受信され、シーケンスIDがスロットの応答キャッシュにあるものよりも1つ大きい場合、サーバーはスロットをリタイアし、NFS4ERR_BADSLOTを返すことができます（ただし、サーバーどちらか一方を実行してはなりません）。スロットをリタイアしても安全な理由は、次のシーケンスIDを使用することにより、リクエスタがスロットに対する以前の応答を受信したことを示しているためです。
o The requester SHOULD use the lowest available slot when sending a new request. This way, the replier may be able to retire slot entries faster. However, where the replier is actively adjusting its granted highest_slotid, it will not be able to use only the receipt of the slot ID and highest_slotid in the request. Neither the slot ID nor the highest_slotid used in a request may reflect the replier's current idea of the requester's session limit, because the request may have been sent from the requester before the update was received. Therefore, in the downward adjustment case, the replier may have to retain a number of reply cache entries at least as large as the old value of maximum requests outstanding, until it can infer that the requester has seen a reply containing the new granted highest_slotid. The replier can infer that the requester has seen such a reply when it receives a new request with the same slot ID as the request replied to and the next higher sequence ID.
o リクエスタは、新しいリクエストを送信するときに、利用可能な最小のスロットを使用する必要があります（SHOULD）。このように、返信者はスロットエントリをより早くリタイアできる場合があります。ただし、リプライアが許可されたhighest_slotidをアクティブに調整している場合、リクエストでスロットIDとhighest_slotidの受信のみを使用することはできません。リクエストで使用されたスロットIDも、highest_slotidも、リクエスタのセッション制限に関するリプライアの現在の考えを反映していない可能性があります。更新が受信される前にリクエスタからリクエストが送信された可能性があるためです。したがって、下方調整の場合、リプライアは、リクエスタが新しく付与されたhighest_slotidを含む応答を確認できるまで、少なくとも未処理の最大リクエスト数の古い値と同じ数のリプライキャッシュエントリを保持する必要があります。リプライアは、リクエスタが応答したのと同じスロットIDと次に高いシーケンスIDを持つ新しいリクエストを受信したときに、リクエスタがそのような応答を見たことを推測できます。
When a SEQUENCE or CB_SEQUENCE operation is successfully executed, its reply MUST always be cached. Specifically, session ID, sequence ID, and slot ID MUST be cached in the reply cache. The reply from SEQUENCE also includes the highest slot ID, target highest slot ID, and status flags. Instead of caching these values, the server MAY re-compute the values from the current state of the fore channel, session, and/or client ID as appropriate. Similarly, the reply from CB_SEQUENCE includes a highest slot ID and target highest slot ID. The client MAY re-compute the values from the current state of the session as appropriate.
SEQUENCEまたはCB_SEQUENCE操作が正常に実行された場合、その応答は常にキャッシュされる必要があります。具体的には、セッションID、シーケンスID、およびスロットIDを応答キャッシュにキャッシュする必要があります。 SEQUENCEからの応答には、最大のスロットID、ターゲットの最大のスロットID、およびステータスフラグも含まれます。これらの値をキャッシュする代わりに、サーバーは、必要に応じて、フォアチャネル、セッション、クライアントIDの現在の状態から値を再計算できます（MAY）。同様に、CB_SEQUENCEからの応答には、最高のスロットIDとターゲットの最高のスロットIDが含まれます。クライアントは、必要に応じてセッションの現在の状態から値を再計算できます（MAY）。
Regardless of whether or not a replier is re-computing highest slot ID, target slot ID, and status on replies to retries, the requester MUST NOT assume that the values are being re-computed whenever it receives a reply after a retry is sent, since it has no way of knowing whether the reply it has received was sent by the replier in response to the retry or is a delayed response to the original request. Therefore, it may be the case that highest slot ID, target slot ID, or status bits may reflect the state of affairs when the request was first executed. Although acting based on such delayed information is valid, it may cause the receiver of the reply to do unneeded work. Requesters MAY choose to send additional requests to get the current state of affairs or use the state of affairs reported by subsequent requests, in preference to acting immediately on data that might be out of date.
リプライヤが最高のスロットID、ターゲットスロットID、および再試行に対する返信のステータスを再計算しているかどうかに関係なく、リクエスタは、再試行が送信された後に応答を受信するたびに値が再計算されていると想定してはなりません。これは、受け取った応答が再試行に応答して応答者によって送信されたものか、元の要求に対する遅延応答かを知る方法がないためです。したがって、リクエストが最初に実行されたときの最大のスロットID、ターゲットスロットID、またはステータスビットが状況を反映している場合があります。このような遅延した情報に基づいて行動することは有効ですが、応答の受信者が不要な作業を行う可能性があります。要求者は、最新の状況を取得するために追加の要求を送信するか、または古くなっている可能性のあるデータにすぐに対処するよりも、後続の要求によって報告された状況を使用することを選択できます。
Any time SEQUENCE or CB_SEQUENCE returns an error, the sequence ID of the slot MUST NOT change. The replier MUST NOT modify the reply cache entry for the slot whenever an error is returned from SEQUENCE or CB_SEQUENCE.
SEQUENCEまたはCB_SEQUENCEがエラーを返すときは常に、スロットのシーケンスIDを変更してはなりません（MUST NOT）。 SEQUENCEまたはCB_SEQUENCEからエラーが返された場合、リプライヤはスロットの応答キャッシュエントリを変更してはなりません（MUST NOT）。
On a per-request basis, the requester can choose to direct the replier to cache the reply to all operations after the first operation (SEQUENCE or CB_SEQUENCE) via the sa_cachethis or csa_cachethis fields of the arguments to SEQUENCE or CB_SEQUENCE. The reason it would not direct the replier to cache the entire reply is that the request is composed of all idempotent operations [34]. Caching the reply may offer little benefit. If the reply is too large (see Section 2.10.6.4), it may not be cacheable anyway. Even if the reply to idempotent request is small enough to cache, unnecessarily caching the reply slows down the server and increases RPC latency.
要求ごとに、リクエスタは、SEQUENCEまたはCB_SEQUENCEへの引数のsa_cachethisまたはcsa_cachethisフィールドを介して、最初の操作（SEQUENCEまたはCB_SEQUENCE）の後のすべての操作に対する応答をキャッシュするようにリプライアに指示することを選択できます。返信者に返信全体をキャッシュするように指示しない理由は、要求がすべてのべき等演算で構成されているためです[34]。返信をキャッシュしてもほとんどメリットはありません。応答が大きすぎる場合（セクション2.10.6.4を参照）、とにかくキャッシュできない可能性があります。べき等要求への応答がキャッシュするのに十分小さい場合でも、応答を不必要にキャッシュすると、サーバーの速度が低下し、RPCレイテンシが増加します。
Whether or not the requester requests the reply to be cached has no effect on the slot processing. If the results of SEQUENCE or CB_SEQUENCE are NFS4_OK, then the slot's sequence ID MUST be incremented by one. If a requester does not direct the replier to cache the reply, the replier MUST do one of following:
リクエスタが応答のキャッシュを要求するかどうかは、スロット処理には影響しません。 SEQUENCEまたはCB_SEQUENCEの結果がNFS4_OKの場合、スロットのシーケンスIDは1ずつ増加する必要があります。リクエスタが返信をキャッシュするように返信者に指示しない場合、返信者は次のいずれかを実行する必要があります。
o The replier can cache the entire original reply. Even though sa_cachethis or csa_cachethis is FALSE, the replier is always free to cache. It may choose this approach in order to simplify implementation.
o 返信者は元の返信全体をキャッシュできます。 sa_cachethisまたはcsa_cachethisがFALSEであっても、リプライヤは常に自由にキャッシュできます。実装を簡素化するために、このアプローチを選択する場合があります。
o The replier enters into its reply cache a reply consisting of the original results to the SEQUENCE or CB_SEQUENCE operation, and with the next operation in COMPOUND or CB_COMPOUND having the error NFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REP. Thus, if the requester later retries the request, it will get NFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REP. If a replier receives a retried Sequence operation where the reply to the COMPOUND or CB_COMPOUND was not cached, then the replier,
o 返信者は、SEQUENCEまたはCB_SEQUENCE操作に対する元の結果からなる返信を返信キャッシュに入力し、COMPOUNDまたはCB_COMPOUNDの次の操作でエラーNFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REPが発生します。したがって、リクエスターが後で要求を再試行すると、NFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REPが取得されます。返信者がCOMPOUNDまたはCB_COMPOUNDへの返信がキャッシュされていない再試行されたシーケンス操作を受け取った場合、返信者は、
* MAY return NFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REP in reply to a Sequence operation if the Sequence operation is not the first operation (granted, a requester that does so is in violation of the NFSv4.1 protocol).
* シーケンス操作が最初の操作ではない場合、シーケンス操作への応答としてNFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REPを返す場合があります（許可されている場合、リクエスターはNFSv4.1プロトコルに違反しています）。
* MUST NOT return NFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REP in reply to a Sequence operation if the Sequence operation is the first operation.
* シーケンス操作が最初の操作である場合、シーケンス操作への応答としてNFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REPを返してはなりません（MUST NOT）。
o If the second operation is an illegal operation, or an operation that was legal in a previous minor version of NFSv4 and MUST NOT be supported in the current minor version (e.g., SETCLIENTID), the replier MUST NOT ever return NFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REP. Instead the replier MUST return NFS4ERR_OP_ILLEGAL or NFS4ERR_BADXDR or NFS4ERR_NOTSUPP as appropriate.
o 2番目の操作が不正な操作である場合、またはNFSv4の以前のマイナーバージョンで合法であり、現在のマイナーバージョン（たとえば、SETCLIENTID）でサポートされてはならない操作の場合、返信者はNFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REPを返してはなりません。代わりに、返信者はNFS4ERR_OP_ILLEGALまたはNFS4ERR_BADXDRまたはNFS4ERR_NOTSUPPを必要に応じて返す必要があります。
o If the second operation can result in another error status, the replier MAY return a status other than NFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REP, provided the operation is not executed in such a way that the state of the replier is changed. Examples of such an error status include: NFS4ERR_NOTSUPP returned for an operation that is legal but not REQUIRED in the current minor versions, and thus not supported by the replier; NFS4ERR_SEQUENCE_POS; and NFS4ERR_REQ_TOO_BIG.
o 2番目の操作で別のエラーステータスが発生する可能性がある場合、リプライアの状態が変更されるような方法で操作が実行されない限り、リプライアはNFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REP以外のステータスを返す可能性があります。このようなエラーステータスの例は次のとおりです。NFS4ERR_NOTSUPPは、現在のマイナーバージョンでは正当であるが必須ではない操作に対して返されたため、返信者によってサポートされていません。 NFS4ERR_SEQUENCE_POS;およびNFS4ERR_REQ_TOO_BIG。
The discussion above assumes that the retried request matches the original one. Section 2.10.6.1.3.1 discusses what the replier might do, and MUST do when original and retried requests do not match. Since the replier may only cache a small amount of the information that would be required to determine whether this is a case of a false retry, the replier may send to the client any of the following responses:
上記の説明では、再試行されたリクエストが元のリクエストと一致することを前提としています。セクション2.10.6.1.3.1は、返信者が何をすべきかを説明し、元のリクエストと再試行されたリクエストが一致しない場合は必ず実行する必要があります。リプライヤは、これが誤った再試行のケースであるかどうかを判断するために必要な少量の情報しかキャッシュしない場合があるため、クライアントに次の応答のいずれかを送信できます。
o The cached reply to the original request (if the replier has cached it in its entirety and the users of the original request and retry match).
o 元の要求に対するキャッシュされた応答（応答者が全体をキャッシュし、元の要求のユーザーと再試行が一致した場合）。
o A reply that consists only of the Sequence operation with the error NFS4ERR_FALSE_RETRY.
o エラーNFS4ERR_FALSE_RETRYを持つシーケンス操作のみで構成される応答。
o A reply consisting of the response to Sequence with the status NFS4_OK, together with the second operation as it appeared in the retried request with an error of NFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REP or other error as described above.
o ステータスがNFS4_OKのシーケンスへの応答と、NFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REPのエラーまたは上記のその他のエラーで再試行された要求に表示された2番目の操作からなる応答。
o A reply that consists of the response to Sequence with the status NFS4_OK, together with the second operation as it appeared in the original request with an error of NFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REP or other error as described above.
o ステータスがNFS4_OKのSequenceへの応答と、NFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REPのエラーまたは上記のその他のエラーを含む元の要求に表示された2番目の操作からなる応答。
If a requester sent a Sequence operation with a slot ID and sequence ID that are in the reply cache but the replier detected that the retried request is not the same as the original request, including a retry that has different operations or different arguments in the operations from the original and a retry that uses a different principal in the RPC request's credential field that translates to a different user, then this is a false retry. When the replier detects a false retry, it is permitted (but not always obligated) to return NFS4ERR_FALSE_RETRY in response to the Sequence operation when it detects a false retry.
リクエスタが応答キャッシュにあるスロットIDとシーケンスIDのシーケンスオペレーションを送信したが、リプライヤが、再試行されたリクエストが元のリクエストと同じではないことを検出した場合（オペレーションに異なるオペレーションまたは異なる引数を持つリトライを含む）オリジナルと、別のユーザーに変換されるRPCリクエストの認証情報フィールドで別のプリンシパルを使用する再試行から、これは誤った再試行になります。リプライヤが誤った再試行を検出した場合、それが誤った再試行を検出したときに、シーケンス操作に応答してNFS4ERR_FALSE_RETRYを返すことが許可されます（ただし、常に義務付けられているわけではありません）。
Translations of particularly privileged user values to other users due to the lack of appropriately secure credentials, as configured on the replier, should be applied before determining whether the users are the same or different. If the replier determines the users are different between the original request and a retry, then the replier MUST return NFS4ERR_FALSE_RETRY.
ユーザーが同じか異なるかを判断する前に、リプライヤで構成されているように、適切に保護された資格情報がないために特に特権のあるユーザーの値を他のユーザーに翻訳する必要があります。ユーザーが元の要求と再試行の間で異なると応答者が判断した場合、応答者はNFS4ERR_FALSE_RETRYを返さなければなりません（MUST）。
If an operation of the retry is an illegal operation, or an operation that was legal in a previous minor version of NFSv4 and MUST NOT be supported in the current minor version (e.g., SETCLIENTID), the replier MAY return NFS4ERR_FALSE_RETRY (and MUST do so if the users of the original request and retry differ). Otherwise, the replier MAY return NFS4ERR_OP_ILLEGAL or NFS4ERR_BADXDR or NFS4ERR_NOTSUPP as appropriate. Note that the handling is in contrast for how the replier deals with retries requests with no cached reply. The difference is due to NFS4ERR_FALSE_RETRY being a valid error for only Sequence operations, whereas NFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REP is a valid error for all operations except illegal operations and operations that MUST NOT be supported in the current minor version of NFSv4.
再試行の操作が不正な操作であるか、NFSv4の以前のマイナーバージョンで合法であり、現在のマイナーバージョン（たとえば、SETCLIENTID）でサポートされてはならない操作である場合、リプライアはNFS4ERR_FALSE_RETRYを返すことができます（そうする必要があります）元のリクエストと再試行のユーザーが異なる場合）。それ以外の場合、リプライアはNFS4ERR_OP_ILLEGALまたはNFS4ERR_BADXDRまたはNFS4ERR_NOTSUPPを必要に応じて返します。この処理は、リプライヤがキャッシュされた応答なしで再試行要求を処理する方法と対照的であることに注意してください。 NFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REPは、NFSv4の現在のマイナーバージョンでサポートされてはならない不正な操作と操作を除くすべての操作で有効なエラーですが、NFS4ERR_FALSE_RETRYはシーケンス操作でのみ有効なエラーです。
A requester MUST NOT retry a request, unless the connection it used to send the request disconnects. The requester can then reconnect and re-send the request, or it can re-send the request over a different connection that is associated with the same session.
リクエスタは、リクエストの送信に使用した接続が切断されない限り、リクエストを再試行してはなりません（MUST NOT）。その後、リクエスタは再接続してリクエストを再送信するか、同じセッションに関連付けられている別の接続を介してリクエストを再送信できます。
If the requester is a server wanting to re-send a callback operation over the backchannel of a session, the requester of course cannot reconnect because only the client can associate connections with the backchannel. The server can re-send the request over another connection that is bound to the same session's backchannel. If there is no such connection, the server MUST indicate that the session has no backchannel by setting the SEQ4_STATUS_CB_PATH_DOWN_SESSION flag bit in the response to the next SEQUENCE operation from the client. The client MUST then associate a connection with the session (or destroy the session).
リクエスタがセッションのバックチャネルを介してコールバック操作を再送信したいサーバーである場合、クライアントのみがバックチャネルに接続を関連付けることができるため、リクエスタはもちろん再接続できません。サーバーは、同じセッションのバックチャネルにバインドされている別の接続を介して要求を再送信できます。そのような接続がない場合、サーバーは、クライアントからの次のSEQUENCE操作への応答でSEQ4_STATUS_CB_PATH_DOWN_SESSIONフラグビットを設定して、セッションにバックチャネルがないことを示さなければなりません（MUST）。次に、クライアントは接続をセッションに関連付ける（またはセッションを破棄する）必要があります。
Note that it is not fatal for a requester to retry without a disconnect between the request and retry. However, the retry does consume resources, especially with RDMA, where each request, retry or not, consumes a credit. Retries for no reason, especially retries sent shortly after the previous attempt, are a poor use of network bandwidth and defeat the purpose of a transport's inherent congestion control system.
リクエスタが接続を切断せずに再試行しても致命的ではないことに注意してください。ただし、再試行はリソースを消費します。特にRDMAでは、再試行の有無にかかわらず、各要求がクレジットを消費します。理由のない再試行、特に前回の試行の直後に送信された再試行は、ネットワーク帯域幅の不適切な使用であり、トランスポート固有の輻輳制御システムの目的を無効にします。
A requester MUST wait for a reply to a request before using the slot for another request. If it does not wait for a reply, then the requester does not know what sequence ID to use for the slot on its next request. For example, suppose a requester sends a request with sequence ID 1, and does not wait for the response. The next time it uses the slot, it sends the new request with sequence ID 2. If the replier has not seen the request with sequence ID 1, then the replier is not expecting sequence ID 2, and rejects the requester's new request with NFS4ERR_SEQ_MISORDERED (as the result from SEQUENCE or CB_SEQUENCE).
リクエスタは、別のリクエストにスロットを使用する前に、リクエストへの応答を待つ必要があります。応答を待たない場合、リクエスタは次のリクエストでスロットに使用するシーケンスIDを知りません。たとえば、リクエスタがシーケンスID 1のリクエストを送信し、応答を待たないとします。次にスロットを使用するときに、シーケンスID 2の新しいリクエストを送信します。返信者がシーケンスID 1のリクエストを確認していない場合、返信者はシーケンスID 2を予期しておらず、NFS4ERR_SEQ_MISORDERED（ SEQUENCEまたはCB_SEQUENCEの結果として）。
RDMA fabrics do not guarantee that the memory handles (Steering Tags) within each RPC/RDMA "chunk" [8] are valid on a scope outside that of a single connection. Therefore, handles used by the direct operations become invalid after connection loss. The server must ensure that any RDMA operations that must be replayed from the reply cache use the newly provided handle(s) from the most recent request.
RDMAファブリックは、各RPC / RDMA "チャンク" [8]内のメモリハンドル（ステアリングタグ）が単一接続のスコープ外のスコープで有効であることを保証しません。したがって、直接操作で使用されるハンドルは、接続が失われた後に無効になります。サーバーは、応答キャッシュから再生する必要のあるすべてのRDMA操作が、最新の要求から新しく提供されたハンドルを使用することを確認する必要があります。
A retry might be sent while the original request is still in progress on the replier. The replier SHOULD deal with the issue by returning NFS4ERR_DELAY as the reply to SEQUENCE or CB_SEQUENCE operation, but implementations MAY return NFS4ERR_MISORDERED. Since errors from SEQUENCE and CB_SEQUENCE are never recorded in the reply cache, this approach allows the results of the execution of the original request to be properly recorded in the reply cache (assuming that the requester specified the reply to be cached).
元の要求がリプライアでまだ進行中に、再試行が送信される場合があります。リプライヤは、SEQUENCEまたはCB_SEQUENCE操作への応答としてNFS4ERR_DELAYを返すことで問題に対処する必要がありますが、実装はNFS4ERR_MISORDEREDを返す場合があります。 SEQUENCEおよびCB_SEQUENCEからのエラーが応答キャッシュに記録されることはないため、このアプローチにより、元の要求の実行結果を応答キャッシュに適切に記録できます（要求者が応答をキャッシュするように指定したと想定）。
It is possible for server callbacks to arrive at the client before the reply from related fore channel operations. For example, a client may have been granted a delegation to a file it has opened, but the reply to the OPEN (informing the client of the granting of the delegation) may be delayed in the network. If a conflicting operation arrives at the server, it will recall the delegation using the backchannel, which may be on a different transport connection, perhaps even a different network, or even a different session associated with the same client ID.
関連するフォアチャネル操作からの応答の前に、サーバーコールバックがクライアントに到着する可能性があります。たとえば、クライアントは開いたファイルへの委任を許可されていても、OPENへの応答（クライアントに委任の許可を通知する）がネットワークで遅延する場合があります。競合する操作がサーバーに到着すると、バックチャネルを使用して委任が呼び戻されます。これは、異なるトランスポート接続、異なるネットワーク、または同じクライアントIDに関連付けられた異なるセッションにある場合もあります。
The presence of a session between the client and server alleviates this issue. When a session is in place, each client request is uniquely identified by its { session ID, slot ID, sequence ID } triple. By the rules under which slot entries (reply cache entries) are retired, the server has knowledge whether the client has "seen" each of the server's replies. The server can therefore provide sufficient information to the client to allow it to disambiguate between an erroneous or conflicting callback race condition.
クライアントとサーバー間のセッションの存在は、この問題を軽減します。セッションが確立されている場合、各クライアント要求は、その{セッションID、スロットID、シーケンスID}トリプルによって一意に識別されます。スロットエントリ（応答キャッシュエントリ）を廃止するルールにより、サーバーは、クライアントが各サーバーの応答を "確認"したかどうかを認識します。したがって、サーバーはクライアントに十分な情報を提供して、誤ったまたは競合するコールバックの競合状態を明確にすることができます。
For each client operation that might result in some sort of server callback, the server SHOULD "remember" the { session ID, slot ID, sequence ID } triple of the client request until the slot ID retirement rules allow the server to determine that the client has, in fact, seen the server's reply. Until the time the { session ID, slot ID, sequence ID } request triple can be retired, any recalls of the associated object MUST carry an array of these referring identifiers (in the CB_SEQUENCE operation's arguments), for the benefit of the client. After this time, it is not necessary for the server to provide this information in related callbacks, since it is certain that a race condition can no longer occur.
何らかのサーバーコールバックが発生する可能性のあるクライアント操作ごとに、サーバーは、スロットIDの廃止ルールによってサーバーがクライアントを決定できるようになるまで、クライアントリクエストの{セッションID、スロットID、シーケンスID}の3倍を「記憶」する必要があります（SHOULD）。実際には、サーバーの応答を見てきました。 {セッションID、スロットID、シーケンスID}のリクエストトリプルが廃止されるまで、関連オブジェクトのリコールは、クライアントの利益のために、これらの参照識別子の配列（CB_SEQUENCE操作の引数内）を運ぶ必要があります。この後は、サーバーがこの情報を関連するコールバックで提供する必要はありません。これは、競合状態が発生しなくなることが確実であるためです。
The CB_SEQUENCE operation that begins each server callback carries a list of "referring" { session ID, slot ID, sequence ID } triples. If the client finds the request corresponding to the referring session ID, slot ID, and sequence ID to be currently outstanding (i.e., the server's reply has not been seen by the client), it can determine that the callback has raced the reply, and act accordingly. If the client does not find the request corresponding to the referring triple to be outstanding (including the case of a session ID referring to a destroyed session), then there is no race with respect to this triple. The server SHOULD limit the referring triples to requests that refer to just those that apply to the objects referred to in the CB_COMPOUND procedure.
各サーバーのコールバックを開始するCB_SEQUENCEオペレーションは、「参照」{セッションID、スロットID、シーケンスID}トリプルのリストを伝達します。クライアントは、参照セッションID、スロットID、およびシーケンスIDに対応する要求が現在未解決である（つまり、サーバーの応答がクライアントに表示されていない）場合、コールバックが応答を競合したと判断できます。それに応じて行動します。クライアントが、参照しているトリプルに対応するリクエストが未解決であることを検出しない場合（破壊されたセッションを参照しているセッションIDの場合を含む）、このトリプルに関して競合はありません。サーバーは、CB_COMPOUNDプロシージャで参照されるオブジェクトに適用されるリクエストのみを参照するリクエストに、参照トリプルを制限する必要があります（SHOULD）。
The client must not simply wait forever for the expected server reply to arrive before responding to the CB_COMPOUND that won the race, because it is possible that it will be delayed indefinitely. The client should assume the likely case that the reply will arrive within the average round-trip time for COMPOUND requests to the server, and wait that period of time. If that period of time expires, it can respond to the CB_COMPOUND with NFS4ERR_DELAY. There are other scenarios under which callbacks may race replies. Among them are pNFS layout recalls as described in Section 12.5.5.2.
クライアントは、レースに勝ったCB_COMPOUNDに応答する前に、予期されるサーバー応答が到着するのを単に永遠に待つ必要はありません。無限に遅延する可能性があるためです。クライアントは、サーバーへのCOMPOUND要求の平均往復時間内に応答が到着する可能性が高いと想定して、その期間待機する必要があります。その期間が満了すると、NFS4ERR_DELAYでCB_COMPOUNDに応答できます。コールバックが応答を競合させる他のシナリオがあります。その中には、12.5.5.2で説明されているpNFSレイアウトのリコールがあります。
Very large requests and replies may pose both buffer management issues (especially with RDMA) and reply cache issues. When the session is created (Section 18.36), for each channel (fore and back), the client and server negotiate the maximum-sized request they will send or process (ca_maxrequestsize), the maximum-sized reply they will return or process (ca_maxresponsesize), and the maximum-sized reply they will store in the reply cache (ca_maxresponsesize_cached).
要求と応答が非常に大きいと、バッファ管理の問題（特にRDMAの場合）と応答キャッシュの問題の両方が発生する可能性があります。セッションが作成されると（セクション18.36）、各チャネル（前後）で、クライアントとサーバーは、それらが送信または処理する最大サイズのリクエスト（ca_maxrequestsize）、それらが返すまたは処理する最大サイズの応答（ca_maxresponsesize）についてネゴシエートします。 ）、および返信キャッシュに保存される最大サイズの返信（ca_maxresponsesize_cached）。
If a request exceeds ca_maxrequestsize, the reply will have the status NFS4ERR_REQ_TOO_BIG. A replier MAY return NFS4ERR_REQ_TOO_BIG as the status for the first operation (SEQUENCE or CB_SEQUENCE) in the request (which means that no operations in the request executed and that the state of the slot in the reply cache is unchanged), or it MAY opt to return it on a subsequent operation in the same COMPOUND or CB_COMPOUND request (which means that at least one operation did execute and that the state of the slot in the reply cache does change). The replier SHOULD set NFS4ERR_REQ_TOO_BIG on the operation that exceeds ca_maxrequestsize.
要求がca_maxrequestsizeを超えると、応答のステータスはNFS4ERR_REQ_TOO_BIGになります。応答者は、要求の最初の操作（SEQUENCEまたはCB_SEQUENCE）のステータスとしてNFS4ERR_REQ_TOO_BIGを返す場合があります（つまり、要求の操作が実行されず、応答キャッシュのスロットの状態が変更されていないことを意味します）。同じCOMPOUNDまたはCB_COMPOUND要求の後続の操作でそれを返します（つまり、少なくとも1つの操作が実行され、応答キャッシュ内のスロットの状態が変化することを意味します）。リプライアは、ca_maxrequestsizeを超える操作でNFS4ERR_REQ_TOO_BIGを設定する必要があります（SHOULD）。
If a reply exceeds ca_maxresponsesize, the reply will have the status NFS4ERR_REP_TOO_BIG. A replier MAY return NFS4ERR_REP_TOO_BIG as the status for the first operation (SEQUENCE or CB_SEQUENCE) in the request, or it MAY opt to return it on a subsequent operation (in the same COMPOUND or CB_COMPOUND reply). A replier MAY return NFS4ERR_REP_TOO_BIG in the reply to SEQUENCE or CB_SEQUENCE, even if the response would still exceed ca_maxresponsesize.
応答がca_maxresponsesizeを超えると、応答のステータスはNFS4ERR_REP_TOO_BIGになります。リプライアは、リクエストの最初の操作（SEQUENCEまたはCB_SEQUENCE）のステータスとしてNFS4ERR_REP_TOO_BIGを返す場合があります。応答がまだca_maxresponsesizeを超える場合でも、応答者はSEQUENCEまたはCB_SEQUENCEへの応答でNFS4ERR_REP_TOO_BIGを返す場合があります。
If sa_cachethis or csa_cachethis is TRUE, then the replier MUST cache a reply except if an error is returned by the SEQUENCE or CB_SEQUENCE operation (see Section 2.10.6.1.2). If the reply exceeds ca_maxresponsesize_cached (and sa_cachethis or csa_cachethis is TRUE), then the server MUST return NFS4ERR_REP_TOO_BIG_TO_CACHE. Even if NFS4ERR_REP_TOO_BIG_TO_CACHE (or any other error for that matter) is returned on an operation other than the first operation (SEQUENCE or CB_SEQUENCE), then the reply MUST be cached if sa_cachethis or csa_cachethis is TRUE. For example, if a COMPOUND has eleven operations, including SEQUENCE, the fifth operation is a RENAME, and the tenth operation is a READ for one million bytes, the server may return NFS4ERR_REP_TOO_BIG_TO_CACHE on the tenth operation. Since the server executed several operations, especially the non-idempotent RENAME, the client's request to cache the reply needs to be honored in order for the correct operation of exactly once semantics. If the client retries the request, the server will have cached a reply that contains results for ten of the eleven requested operations, with the tenth operation having a status of NFS4ERR_REP_TOO_BIG_TO_CACHE.
sa_cachethisまたはcsa_cachethisがTRUEの場合、SEQUENCEまたはCB_SEQUENCE操作によってエラーが返された場合を除いて、返信者は返信をキャッシュする必要があります（2.10.6.1.2を参照）。応答がca_maxresponsesize_cachedを超えている（そしてsa_cachethisまたはcsa_cachethisがTRUEである）場合、サーバーはNFS4ERR_REP_TOO_BIG_TO_CACHEを返す必要があります。 NFS4ERR_REP_TOO_BIG_TO_CACHE（またはその他のエラー）が最初の操作（SEQUENCEまたはCB_SEQUENCE）以外の操作で返された場合でも、sa_cachethisまたはcsa_cachethisがTRUEの場合、応答をキャッシュする必要があります。たとえば、COMPOUNDにSEQUENCEを含む11の操作があり、5番目の操作がRENAMEであり、10番目の操作が100万バイトのREADである場合、サーバーは10番目の操作でNFS4ERR_REP_TOO_BIG_TO_CACHEを返すことがあります。サーバーがいくつかの操作、特に非べき等のRENAMEを実行したため、正確に1回だけのセマンティクスの正しい操作を行うには、クライアントの応答をキャッシュする要求を尊重する必要があります。クライアントが要求を再試行する場合、サーバーは11の要求された操作のうち10の結果を含む応答をキャッシュし、10番目の操作のステータスはNFS4ERR_REP_TOO_BIG_TO_CACHEになります。
A client needs to take care that when sending operations that change the current filehandle (except for PUTFH, PUTPUBFH, PUTROOTFH, and RESTOREFH), it not exceed the maximum reply buffer before the GETFH operation. Otherwise, the client will have to retry the operation that changed the current filehandle, in order to obtain the desired filehandle. For the OPEN operation (see Section 18.16), retry is not always available as an option. The following guidelines for the handling of filehandle-changing operations are advised: o Within the same COMPOUND procedure, a client SHOULD send GETFH immediately after a current filehandle-changing operation. A client MUST send GETFH after a current filehandle-changing operation that is also non-idempotent (e.g., the OPEN operation), unless the operation is RESTOREFH. RESTOREFH is an exception, because even though it is non-idempotent, the filehandle RESTOREFH produced originated from an operation that is either idempotent (e.g., PUTFH, LOOKUP), or non-idempotent (e.g., OPEN, CREATE). If the origin is non-idempotent, then because the client MUST send GETFH after the origin operation, the client can recover if RESTOREFH returns an error.
クライアントは、現在のファイルハンドルを変更する操作（PUTFH、PUTPUBFH、PUTROOTFH、およびRESTOREFHを除く）を送信するときに、GETFH操作前の最大応答バッファーを超えないように注意する必要があります。それ以外の場合、クライアントは、目的のファイルハンドルを取得するために、現在のファイルハンドルを変更した操作を再試行する必要があります。 OPEN操作（セクション18.16を参照）の場合、再試行は常にオプションとして使用できるわけではありません。ファイルハンドル変更操作の処理に関する次のガイドラインをお勧めします。o同じCOMPOUNDプロシージャ内で、クライアントは現在のファイルハンドル変更操作の直後にGETFHを送信する必要があります（SHOULD）。操作がRESTOREFHでない限り、クライアントは、現在のファイルハンドル変更操作（べき等ではない操作（OPEN操作など））の後にGETFHを送信する必要があります。 RESTOREFHは例外です。なぜなら、それがべき等ではない場合でも、生成されるファイルハンドルRESTOREFHは、べき等（PUTFH、LOOKUPなど）またはべき等ではない（OPEN、CREATEなど）の操作から発生したものだからです。オリジンがべき等でない場合、クライアントはオリジン操作の後にGETFHを送信する必要があるため、RESTOREFHがエラーを返した場合、クライアントは回復できます。
o A server MAY return NFS4ERR_REP_TOO_BIG or NFS4ERR_REP_TOO_BIG_TO_CACHE (if sa_cachethis is TRUE) on a filehandle-changing operation if the reply would be too large on the next operation.
o 次の操作で応答が大きすぎる場合、サーバーはファイルハンドル変更操作でNFS4ERR_REP_TOO_BIGまたはNFS4ERR_REP_TOO_BIG_TO_CACHE（sa_cachethisがTRUEの場合）を返す場合があります。
o A server SHOULD return NFS4ERR_REP_TOO_BIG or NFS4ERR_REP_TOO_BIG_TO_CACHE (if sa_cachethis is TRUE) on a filehandle-changing, non-idempotent operation if the reply would be too large on the next operation, especially if the operation is OPEN.
o 次の操作で応答が大きすぎる場合、特に操作がOPENの場合、サーバーはファイルハンドルを変更する、べき等ではない操作でNFS4ERR_REP_TOO_BIGまたはNFS4ERR_REP_TOO_BIG_TO_CACHE（sa_cachethisがTRUEの場合）を返す必要があります。
o A server MAY return NFS4ERR_UNSAFE_COMPOUND to a non-idempotent current filehandle-changing operation, if it looks at the next operation (in the same COMPOUND procedure) and finds it is not GETFH. The server SHOULD do this if it is unable to determine in advance whether the total response size would exceed ca_maxresponsesize_cached or ca_maxresponsesize.
o サーバーは、次の操作（同じCOMPOUNDプロシージャ内）を調べ、GETFHではないことを検出した場合、NFS4ERR_UNSAFE_COMPOUNDをべき等でない現在のファイルハンドル変更操作に返すことができます（MAY）。合計応答サイズがca_maxresponsesize_cachedまたはca_maxresponsesizeを超えるかどうかを事前に判断できない場合、サーバーはこれを行う必要があります。
Since the reply cache is bounded, it is practical for the reply cache to persist across server restarts. The replier MUST persist the following information if it agreed to persist the session (when the session was created; see Section 18.36):
応答キャッシュは制限されているため、サーバーの再起動後も応答キャッシュが保持されるのが現実的です。セッションを持続することに同意した場合、リプライヤは次の情報を持続しなければなりません（セッションが作成されたとき。セクション18.36を参照）。
o The session ID.
o セッションID。
o The slot table including the sequence ID and cached reply for each slot.
o 各スロットのシーケンスIDとキャッシュされた応答を含むスロットテーブル。
The above are sufficient for a replier to provide EOS semantics for any requests that were sent and executed before the server restarted. If the replier is a client, then there is no need for it to persist any more information, unless the client will be persisting all other state across client restart, in which case, the server will never see any NFSv4.1-level protocol manifestation of a client restart. If the replier is a server, with just the slot table and session ID persisting, any requests the client retries after the server restart will return the results that are cached in the reply cache, and any new requests (i.e., the sequence ID is one greater than the slot's sequence ID) MUST be rejected with NFS4ERR_DEADSESSION (returned by SEQUENCE). Such a session is considered dead. A server MAY re-animate a session after a server restart so that the session will accept new requests as well as retries. To re-animate a session, the server needs to persist additional information through server restart:
上記は、サーバーが再起動する前に送信および実行されたすべてのリクエストに対して、返信者がEOSセマンティクスを提供するのに十分です。返信者がクライアントの場合、クライアントがクライアントの再起動後も他のすべての状態を保持しない限り、それ以上の情報を保持する必要はありません。その場合、サーバーはNFSv4.1レベルのプロトコルのマニフェストを見ることはありません。クライアントの再起動。応答者がサーバーであり、スロットテーブルとセッションIDのみが保持されている場合、サーバーの再起動後にクライアントが再試行する要求は、応答キャッシュにキャッシュされている結果と新しい要求を返します（つまり、シーケンスIDは1です）スロットのシーケンスIDより大きい）は、NFS4ERR_DEADSESSION（SEQUENCEによって返される）で拒否する必要があります。そのようなセッションは死んだと見なされます。サーバーは、サーバーが再起動した後にセッションを再度アニメーション化して、セッションが再試行と同様に新しいリクエストを受け入れるようにする場合があります。セッションを再度アニメーション化するには、サーバーはサーバーの再起動を通じて追加情報を保持する必要があります。
o The client ID. This is a prerequisite to let the client create more sessions associated with the same client ID as the re-animated session.
o クライアントID。これは、クライアントが、再アニメーション化されたセッションと同じクライアントIDに関連付けられたセッションをさらに作成するための前提条件です。
o The client ID's sequence ID that is used for creating sessions (see Sections 18.35 and 18.36). This is a prerequisite to let the client create more sessions.
o セッションの作成に使用されるクライアントIDのシーケンスID（セクション18.35および18.36を参照）。これは、クライアントがより多くのセッションを作成できるようにするための前提条件です。
o The principal that created the client ID. This allows the server to authenticate the client when it sends EXCHANGE_ID.
o クライアントIDを作成したプリンシパル。これにより、サーバーはEXCHANGE_IDを送信するときにクライアントを認証できます。
o The SSV, if SP4_SSV state protection was specified when the client ID was created (see Section 18.35). This lets the client create new sessions, and associate connections with the new and existing sessions.
o SSV（クライアントIDの作成時にSP4_SSV状態保護が指定された場合（セクション18.35を参照））。これにより、クライアントは新しいセッションを作成し、接続を新規および既存のセッションに関連付けることができます。
o The properties of the client ID as defined in Section 18.35.
o セクション18.35で定義されているクライアントIDのプロパティ。
A persistent reply cache places certain demands on the server. The execution of the sequence of operations (starting with SEQUENCE) and placement of its results in the persistent cache MUST be atomic. If a client retries a sequence of operations that was previously executed on the server, the only acceptable outcomes are either the original cached reply or an indication that the client ID or session has been lost (indicating a catastrophic loss of the reply cache or a session that has been deleted because the client failed to use the session for an extended period of time).
永続的な応答キャッシュは、サーバーに特定の要求を課します。操作のシーケンスの実行（SEQUENCEで始まる）とその結果の永続キャッシュへの配置は、アトミックである必要があります。以前にサーバーで実行された一連の操作をクライアントが再試行する場合、受け入れられる結果は、キャッシュされた元の応答、またはクライアントIDまたはセッションが失われたことの表示（応答キャッシュまたはセッションの壊滅的な損失を示す）のみです。クライアントが長時間セッションを使用できなかったため、削除されました）。
A server could fail and restart in the middle of a COMPOUND procedure that contains one or more non-idempotent or idempotent-but-modifying operations. This creates an even higher challenge for atomic execution and placement of results in the reply cache. One way to view the problem is as a single transaction consisting of each operation in the COMPOUND followed by storing the result in persistent storage, then finally a transaction commit. If there is a failure before the transaction is committed, then the server rolls back the transaction. If the server itself fails, then when it restarts, its recovery logic could roll back the transaction before starting the NFSv4.1 server.
サーバーは、1つ以上のべき等ではない操作またはべき等ではあるが変更する操作を含むCOMPOUNDプロシージャの途中で失敗して再起動する可能性があります。これにより、アトミック実行と結果の応答キャッシュへの配置がさらに困難になります。問題を表示する1つの方法は、COMPOUNDの各操作で構成される単一のトランザクションとして、結果を永続ストレージに保存し、最後にトランザクションをコミットすることです。トランザクションがコミットされる前に障害が発生した場合、サーバーはトランザクションをロールバックします。サーバー自体に障害が発生した場合、サーバーが再起動すると、NFSv4.1サーバーを起動する前に、その回復ロジックがトランザクションをロールバックする可能性があります。
While the description of the implementation for atomic execution of the request and caching of the reply is beyond the scope of this document, an example implementation for NFSv2 [38] is described in [39].
要求のアトミック実行と応答のキャッシングの実装の説明はこのドキュメントの範囲を超えていますが、NFSv2 [38]の実装例は[39]で説明されています。
A complete discussion of the operation of RPC-based protocols over RDMA transports is in [8]. A discussion of the operation of NFSv4, including NFSv4.1, over RDMA is in [9]. Where RDMA is considered, this specification assumes the use of such a layering; it addresses only the upper-layer issues relevant to making best use of RPC/RDMA.
RDMAトランスポートを介したRPCベースのプロトコルの操作に関する完全な議論は[8]にあります。 RDMAを介したNFSv4.1を含むNFSv4の操作についての議論は[9]にあります。 RDMAを検討する場合、この仕様ではこのような階層化の使用を想定しています。 RPC / RDMAを最大限に活用することに関連する上位層の問題のみを扱います。
RDMA requires its consumers to register memory and post buffers of a specific size and number for receive operations.
RDMAでは、受信操作のために特定のサイズと数のメモリとポストバッファを登録する必要があります。
Registration of memory can be a relatively high-overhead operation, since it requires pinning of buffers, assignment of attributes (e.g., readable/writable), and initialization of hardware translation. Preregistration is desirable to reduce overhead. These registrations are specific to hardware interfaces and even to RDMA connection endpoints; therefore, negotiation of their limits is desirable to manage resources effectively.
メモリの登録は、バッファの固定、属性の割り当て（たとえば、読み取り/書き込み可能）、およびハードウェア変換の初期化を必要とするため、比較的オーバーヘッドの高い操作になる可能性があります。事前登録はオーバーヘッドを減らすために望ましいです。これらの登録は、ハードウェアインターフェイスとRDMA接続エンドポイントに固有です。したがって、リソースを効率的に管理するには、制限の交渉が望ましいです。
Following basic registration, these buffers must be posted by the RPC layer to handle receives. These buffers remain in use by the RPC/ NFSv4.1 implementation; the size and number of them must be known to the remote peer in order to avoid RDMA errors that would cause a fatal error on the RDMA connection.
基本的な登録に続いて、これらのバッファーは、受信を処理するためにRPCレイヤーによってポストされる必要があります。これらのバッファーは、RPC / NFSv4.1実装で引き続き使用されています。 RDMA接続で致命的なエラーを引き起こすRDMAエラーを回避するために、それらのサイズと数はリモートピアに認識されている必要があります。
NFSv4.1 manages slots as resources on a per-session basis (see Section 2.10), while RDMA connections manage credits on a per-connection basis. This means that in order for a peer to send data over RDMA to a remote buffer, it has to have both an NFSv4.1 slot and an RDMA credit. If multiple RDMA connections are associated with a session, then if the total number of credits across all RDMA connections associated with the session is X, and the number of slots in the session is Y, then the maximum number of outstanding requests is the lesser of X and Y.
NFSv4.1は、スロットをセッションごとにリソースとして管理し（セクション2.10を参照）、RDMA接続は接続ごとにクレジットを管理します。つまり、ピアがRDMA経由でリモートバッファーにデータを送信するには、NFSv4.1スロットとRDMAクレジットの両方が必要です。複数のRDMA接続がセッションに関連付けられている場合、セッションに関連付けられているすべてのRDMA接続全体のクレジットの総数がXで、セッションのスロット数がYの場合、未処理のリクエストの最大数は少なくなります。 XとY。
Previous versions of NFS do not provide flow control; instead, they rely on the windowing provided by transports like TCP to throttle requests. This does not work with RDMA, which provides no operation flow control and will terminate a connection in error when limits are exceeded. Limits such as maximum number of requests outstanding are therefore negotiated when a session is created (see the ca_maxrequests field in Section 18.36). These limits then provide the maxima within which each connection associated with the session's channel(s) must remain. RDMA connections are managed within these limits as described in Section 3.3 of [8]; if there are multiple RDMA connections, then the maximum number of requests for a channel will be divided among the RDMA connections. Put a different way, the onus is on the replier to ensure that the total number of RDMA credits across all connections associated with the replier's channel does exceed the channel's maximum number of outstanding requests.
NFSの以前のバージョンはフロー制御を提供していません。代わりに、TCPなどのトランスポートが提供するウィンドウ処理に依存して、リクエストを抑制します。これはRDMAでは機能しません。RDMAは操作フロー制御を提供せず、制限を超えるとエラーで接続を終了します。したがって、未処理のリクエストの最大数などの制限は、セッションの作成時にネゴシエートされます（セクション18.36のca_maxrequestsフィールドを参照）。これらの制限は、セッションのチャネルに関連付けられた各接続を維持する必要がある最大値を提供します。 [8]のセクション3.3で説明されているように、RDMA接続はこれらの制限内で管理されます。複数のRDMA接続がある場合、チャネルの最大リクエスト数はRDMA接続間で分割されます。別の言い方をすれば、責任はリプライヤにあり、リプライヤのチャネルに関連付けられたすべての接続にわたるRDMAクレジットの総数がチャネルの未処理の要求の最大数を超えないようにします。
The limits may also be modified dynamically at the replier's choosing by manipulating certain parameters present in each NFSv4.1 reply. In addition, the CB_RECALL_SLOT callback operation (see Section 20.8) can be sent by a server to a client to return RDMA credits to the server, thereby lowering the maximum number of requests a client can have outstanding to the server.
制限は、各NFSv4.1応答に存在する特定のパラメーターを操作することにより、応答者の選択で動的に変更することもできます。さらに、CB_RECALL_SLOTコールバック操作（セクション20.8を参照）をサーバーからクライアントに送信して、RDMAクレジットをサーバーに返すことができるため、クライアントがサーバーに対して未処理にできるリクエストの最大数を減らすことができます。
Header padding is requested by each peer at session initiation (see the ca_headerpadsize argument to CREATE_SESSION in Section 18.36), and subsequently used by the RPC RDMA layer, as described in [8]. Zero padding is permitted.
ヘッダーパディングは、セッション開始時に各ピアによって要求され（セクション18.36のCREATE_SESSIONへのca_headerpadsize引数を参照）、[8]で説明されているように、その後RPC RDMAレイヤーによって使用されます。ゼロ埋め込みが許可されています。
Padding leverages the useful property that RDMA preserve alignment of data, even when they are placed into anonymous (untagged) buffers. If requested, client inline writes will insert appropriate pad bytes within the request header to align the data payload on the specified boundary. The client is encouraged to add sufficient padding (up to the negotiated size) so that the "data" field of the WRITE operation is aligned. Most servers can make good use of such padding, which allows them to chain receive buffers in such a way that any data carried by client requests will be placed into appropriate buffers at the server, ready for file system processing. The receiver's RPC layer encounters no overhead from skipping over pad bytes, and the RDMA layer's high performance makes the insertion and transmission of padding on the sender a significant optimization. In this way, the need for servers to perform RDMA Read to satisfy all but the largest client writes is obviated. An added benefit is the reduction of message round trips on the network -- a potentially good trade, where latency is present.
パディングは、RDMAが匿名（タグ付けされていない）バッファーに配置されている場合でも、データの配置を保持するという有用な特性を利用します。要求された場合、クライアントのインライン書き込みは、指定された境界にデータペイロードを揃えるために、要求ヘッダー内に適切な埋め込みバイトを挿入します。クライアントは、WRITE操作の「データ」フィールドが整列するように、十分なパディング（ネゴシエートされたサイズまで）を追加することをお勧めします。ほとんどのサーバーはこのようなパディングをうまく利用できます。これにより、クライアント要求によって運ばれたデータがサーバーの適切なバッファーに配置され、ファイルシステム処理の準備ができるように、受信バッファーをチェーンできます。レシーバーのRPCレイヤーでは、パッドバイトのスキップによるオーバーヘッドは発生しません。RDMAレイヤーの高いパフォーマンスにより、センダーでのパディングの挿入と送信が大幅に最適化されます。このようにして、最大のクライアント書き込みを除くすべてを満たすためにサーバーがRDMA読み取りを実行する必要がなくなります。追加の利点は、ネットワーク上でのメッセージラウンドトリップの削減です。これは、潜在的に良好なトレードであり、レイテンシが存在します。
The value to choose for padding is subject to a number of criteria. A primary source of variable-length data in the RPC header is the authentication information, the form of which is client-determined, possibly in response to server specification. The contents of COMPOUNDs, sizes of strings such as those passed to RENAME, etc. all go into the determination of a maximal NFSv4.1 request size and therefore minimal buffer size. The client must select its offered value carefully, so as to avoid overburdening the server, and vice versa. The benefit of an appropriate padding value is higher performance.
パディングに選択する値は、いくつかの基準に従います。 RPCヘッダー内の可変長データの主なソースは認証情報です。認証情報の形式はクライアントによって決定され、サーバーの仕様に応じている可能性があります。 COMPOUNDの内容、RENAMEに渡される文字列のサイズなどはすべて、最大のNFSv4.1リクエストサイズ、したがって最小のバッファサイズの決定に使用されます。クライアントはサーバーに過大な負荷をかけないように、またその逆も同様に、提示された値を慎重に選択する必要があります。適切なパディング値の利点は、より高いパフォーマンスです。
Sender gather:
|RPC Request|Pad bytes|Length| -> |User data...|
\------+----------------------/ \
\ \
\ Receiver scatter: \-----------+- ...
/-----+----------------\ \ \
|RPC Request|Pad|Length| -> |FS buffer|->|FS buffer|->...
In the above case, the server may recycle unused buffers to the next posted receive if unused by the actual received request, or may pass the now-complete buffers by reference for normal write processing. For a server that can make use of it, this removes any need for data copies of incoming data, without resorting to complicated end-to-end buffer advertisement and management. This includes most kernel-based and integrated server designs, among many others. The client may perform similar optimizations, if desired.
上記の場合、サーバーは、実際に受信した要求で使用されていない場合、未使用のバッファーを次のポストされた受信にリサイクルするか、通常の書き込み処理の参照により完全なバッファーを渡します。これを利用できるサーバーの場合、これにより、複雑なエンドツーエンドのバッファーアドバタイズメントと管理に頼らずに、着信データのデータコピーが不要になります。これには、とりわけカーネルベースの統合サーバー設計のほとんどが含まれます。クライアントは、必要に応じて、同様の最適化を実行できます。
Some RDMA transports (e.g., RFC 5040 [10]) permit a "streaming" (non-RDMA) phase, where ordinary traffic might flow before "stepping up" to RDMA mode, commencing RDMA traffic. Some RDMA transports start connections always in RDMA mode. NFSv4.1 allows, but does not assume, a streaming phase before RDMA mode. When a connection is associated with a session, the client and server negotiate whether the connection is used in RDMA or non-RDMA mode (see Sections 18.36 and 18.34).
一部のRDMAトランスポート（RFC 5040 [10]など）は、「ストリーミング」（非RDMA）フェーズを許可します。このフェーズでは、通常のトラフィックがRDMAモードに「ステップアップ」する前に流れ、RDMAトラフィックが開始されます。一部のRDMAトランスポートは、常にRDMAモードで接続を開始します。 NFSv4.1は、RDMAモードの前のストリーミングフェーズを許可しますが、想定しません。接続がセッションに関連付けられると、クライアントとサーバーは、接続がRDMAモードで使用されているか非RDMAモードで使用されているかをネゴシエートします（セクション18.36および18.34を参照）。
Via session/connection association, NFSv4.1 improves security over that provided by NFSv4.0 for the backchannel. The connection is client-initiated (see Section 18.34) and subject to the same firewall and routing checks as the fore channel. At the client's option (see Section 18.35), connection association is fully authenticated before being activated (see Section 18.34). Traffic from the server over the backchannel is authenticated exactly as the client specifies (see Section 2.10.8.2).
セッション/接続の関連付けにより、NFSv4.1は、バックチャネル用にNFSv4.0によって提供されるものよりもセキュリティを向上させます。接続はクライアントによって開始され（セクション18.34を参照）、フォアチャネルと同じファイアウォールおよびルーティングチェックが適用されます。クライアントのオプションで（セクション18.35を参照）、接続の関連付けはアクティブ化される前に完全に認証されます（セクション18.34を参照）。バックチャネルを介したサーバーからのトラフィックは、クライアントが指定したとおりに認証されます（セクション2.10.8.2を参照）。
When the NFSv4.1 client establishes the backchannel, it informs the server of the security flavors and principals to use when sending requests. If the security flavor is RPCSEC_GSS, the client expresses the principal in the form of an established RPCSEC_GSS context. The server is free to use any of the flavor/principal combinations the client offers, but it MUST NOT use unoffered combinations. This way, the client need not provide a target GSS principal for the backchannel as it did with NFSv4.0, nor does the server have to implement an RPCSEC_GSS initiator as it did with NFSv4.0 [30].
NFSv4.1クライアントは、バックチャネルを確立すると、要求を送信するときに使用するセキュリティの種類とプリンシパルをサーバーに通知します。セキュリティフレーバーがRPCSEC_GSSの場合、クライアントは、確立されたRPCSEC_GSSコンテキストの形式でプリンシパルを表現します。サーバーはクライアントが提供するフレーバー/プリンシパルの組み合わせを自由に使用できますが、提供されていない組み合わせを使用してはなりません。このように、クライアントは、NFSv4.0で行ったようにバックチャネルにターゲットGSSプリンシパルを提供する必要がなく、サーバーはNFSv4.0で行ったようにRPCSEC_GSSイニシエーターを実装する必要もありません[30]。
The CREATE_SESSION (Section 18.36) and BACKCHANNEL_CTL (Section 18.33) operations allow the client to specify flavor/ principal combinations.
CREATE_SESSION（セクション18.36）およびBACKCHANNEL_CTL（セクション18.33）操作により、クライアントはフレーバーとプリンシパルの組み合わせを指定できます。
Also note that the SP4_SSV state protection mode (see Sections 18.35 and 2.10.8.3) has the side benefit of providing SSV-derived RPCSEC_GSS contexts (Section 2.10.9).
また、SP4_SSV状態保護モード（セクション18.35および2.10.8.3を参照）には、SSVから派生したRPCSEC_GSSコンテキスト（セクション2.10.9）を提供するという副次的な利点があることに注意してください。
As described to this point in the specification, the state model of NFSv4.1 is vulnerable to an attacker that sends a SEQUENCE operation with a forged session ID and with a slot ID that it expects the legitimate client to use next. When the legitimate client uses the slot ID with the same sequence number, the server returns the attacker's result from the reply cache, which disrupts the legitimate client and thus denies service to it. Similarly, an attacker could send a CREATE_SESSION with a forged client ID to create a new session associated with the client ID. The attacker could send requests using the new session that change locking state, such as LOCKU operations to release locks the legitimate client has acquired. Setting a security policy on the file that requires RPCSEC_GSS credentials when manipulating the file's state is one potential work around, but has the disadvantage of preventing a legitimate client from releasing state when RPCSEC_GSS is required to do so, but a GSS context cannot be obtained (possibly because the user has logged off the client).
仕様のこの時点まで説明したように、NFSv4.1の状態モデルは、正規のクライアントが次に使用することを期待するスロットIDと偽造されたセッションIDでSEQUENCE操作を送信する攻撃者に対して脆弱です。正当なクライアントが同じシーケンス番号のスロットIDを使用すると、サーバーは攻撃者の結果を応答キャッシュから返します。これにより、正当なクライアントが妨害され、サービスが拒否されます。同様に、攻撃者は偽造されたクライアントIDとともにCREATE_SESSIONを送信して、クライアントIDに関連付けられた新しいセッションを作成する可能性があります。攻撃者は、正当なクライアントが取得したロックを解放するLOCKU操作など、ロック状態を変更する新しいセッションを使用してリクエストを送信する可能性があります。ファイルの状態を操作するときにRPCSEC_GSS資格情報を必要とするファイルにセキュリティポリシーを設定することは1つの潜在的な回避策ですが、RPCSEC_GSSが必要なときに正当なクライアントが状態を解放できないようにする欠点がありますが、GSSコンテキストを取得できません（おそらくユーザーがクライアントからログオフしたことが原因です）。
NFSv4.1 provides three options to a client for state protection, which are specified when a client creates a client ID via EXCHANGE_ID (Section 18.35).
NFSv4.1は、状態保護のためにクライアントに3つのオプションを提供します。これらのオプションは、クライアントがEXCHANGE_IDを介してクライアントIDを作成するときに指定されます（セクション18.35）。
The first (SP4_NONE) is to simply waive state protection.
最初の（SP4_NONE）は、単に状態保護を放棄することです。
The other two options (SP4_MACH_CRED and SP4_SSV) share several traits:
他の2つのオプション（SP4_MACH_CREDおよびSP4_SSV）は、いくつかの特性を共有します。
o An RPCSEC_GSS-based credential is used to authenticate client ID and session maintenance operations, including creating and destroying a session, associating a connection with the session, and destroying the client ID.
o RPCSEC_GSSベースの資格情報は、セッションの作成と破棄、接続とセッションの関連付け、クライアントIDの破棄など、クライアントIDとセッションメンテナンス操作を認証するために使用されます。
o Because RPCSEC_GSS is used to authenticate client ID and session maintenance, the attacker cannot associate a rogue connection with a legitimate session, or associate a rogue session with a legitimate client ID in order to maliciously alter the client ID's lock state via CLOSE, LOCKU, DELEGRETURN, LAYOUTRETURN, etc.
o RPCSEC_GSSはクライアントIDとセッションメンテナンスの認証に使用されるため、攻撃者は不正な接続を正当なセッションに関連付けたり、不正なセッションを正当なクライアントIDに関連付けたりして、CLOSE、LOCKU、DELEGRETURNを介してクライアントIDのロック状態を故意に変更することはできません。 、LAYOUTRETURNなど
o In cases where the server's security policies on a portion of its namespace require RPCSEC_GSS authentication, a client may have to use an RPCSEC_GSS credential to remove per-file state (e.g., LOCKU, CLOSE, etc.). The server may require that the principal that removes the state match certain criteria (e.g., the principal might have to be the same as the one that acquired the state). However, the client might not have an RPCSEC_GSS context for such a principal, and might not be able to create such a context (perhaps because the user has logged off). When the client establishes SP4_MACH_CRED or SP4_SSV protection, it can specify a list of operations that the server MUST allow using the machine credential (if SP4_MACH_CRED is used) or the SSV credential (if SP4_SSV is used).
o 名前空間の一部に対するサーバーのセキュリティポリシーでRPCSEC_GSS認証が必要な場合、クライアントはRPCSEC_GSS資格を使用してファイルごとの状態（LOCKU、CLOSEなど）を削除する必要がある場合があります。サーバーは、状態を削除するプリンシパルが特定の基準に一致することを要求する場合があります（たとえば、プリンシパルは状態を取得したものと同じである必要がある場合があります）。ただし、クライアントには、そのようなプリンシパル用のRPCSEC_GSSコンテキストがない可能性があり、そのようなコンテキストを作成できない可能性があります（おそらくユーザーがログオフしたため）。クライアントがSP4_MACH_CREDまたはSP4_SSV保護を確立すると、サーバーは、マシン資格情報（SP4_MACH_CREDが使用されている場合）またはSSV資格情報（SP4_SSVが使用されている場合）の使用を許可する必要がある操作のリストを指定できます。
The SP4_MACH_CRED state protection option uses a machine credential where the principal that creates the client ID MUST also be the principal that performs client ID and session maintenance operations. The security of the machine credential state protection approach depends entirely on safe guarding the per-machine credential. Assuming a proper safeguard using the per-machine credential for operations like CREATE_SESSION, BIND_CONN_TO_SESSION, DESTROY_SESSION, and DESTROY_CLIENTID will prevent an attacker from associating a rogue connection with a session, or associating a rogue session with a client ID.
SP4_MACH_CRED状態保護オプションは、マシンIDを使用して、クライアントIDを作成するプリンシパルが、クライアントIDとセッションメンテナンス操作を実行するプリンシパルでもある必要があります。マシン資格情報の状態保護アプローチのセキュリティは、マシンごとの資格情報を安全に保護することに完全に依存しています。 CREATE_SESSION、BIND_CONN_TO_SESSION、DESTROY_SESSION、およびDESTROY_CLIENTIDなどの操作にマシンごとの認証情報を使用する適切な保護手段を想定すると、攻撃者は不正な接続をセッションに関連付けたり、不正なセッションをクライアントIDに関連付けたりできなくなります。
There are at least three scenarios for the SP4_MACH_CRED option:
SP4_MACH_CREDオプションには、少なくとも3つのシナリオがあります。
1. The system administrator configures a unique, permanent per-machine credential for one of the mandated GSS mechanisms (e.g., if Kerberos V5 is used, a "keytab" containing a principal derived from a client host name could be used).
1. システム管理者は、必須のGSSメカニズムの1つに対して、マシンごとに固有の永続的な資格情報を構成します（たとえば、Kerberos V5が使用されている場合、クライアントのホスト名から派生したプリンシパルを含む「キータブ」を使用できます）。
2. The client is used by a single user, and so the client ID and its sessions are used by just that user. If the user's credential expires, then session and client ID maintenance cannot occur, but since the client has a single user, only that user is inconvenienced.
2. クライアントは単一のユーザーによって使用されるため、クライアントIDとそのセッションはそのユーザーだけが使用します。ユーザーの資格情報の有効期限が切れた場合、セッションとクライアントIDのメンテナンスは発生しませんが、クライアントには単一のユーザーがいるため、そのユーザーのみが不便になります。
3. The physical client has multiple users, but the client implementation has a unique client ID for each user. This is effectively the same as the second scenario, but a disadvantage is that each user needs to be allocated at least one session each, so the approach suffers from lack of economy.
3. 物理クライアントには複数のユーザーがいますが、クライアントの実装にはユーザーごとに一意のクライアントIDがあります。これは実質的に2番目のシナリオと同じですが、欠点は、各ユーザーに少なくとも1つのセッションを割り当てる必要があるため、このアプローチでは経済性が損なわれることです。
The SP4_SSV protection option uses the SSV (Section 1.6), via RPCSEC_GSS and the SSV GSS mechanism (Section 2.10.9), to protect state from attack. The SP4_SSV protection option is intended for the situation comprised of a client that has multiple active users and a system administrator who wants to avoid the burden of installing a permanent machine credential on each client. The SSV is established and updated on the server via SET_SSV (see Section 18.47). To prevent eavesdropping, a client SHOULD send SET_SSV via RPCSEC_GSS with the privacy service. Several aspects of the SSV make it intractable for an attacker to guess the SSV, and thus associate rogue connections with a session, and rogue sessions with a client ID:
SP4_SSV保護オプションは、RPCSEC_GSSおよびSSV GSSメカニズム（セクション2.10.9）を介してSSV（セクション1.6）を使用して、状態を攻撃から保護します。 SP4_SSV保護オプションは、複数のアクティブユーザーがいるクライアントと、各クライアントに永続的なマシン資格情報をインストールする負担を避けたいシステム管理者で構成される状況を対象としています。 SSVは、SET_SSVを介してサーバー上で確立および更新されます（セクション18.47を参照）。盗聴を防止するために、クライアントはプライバシーサービスと共にRPCSEC_GSSを介してSET_SSVを送信する必要があります（SHOULD）。 SSVのいくつかの側面により、攻撃者がSSVを推測することが困難になり、不正な接続をセッションに関連付け、不正なセッションをクライアントIDに関連付けることができます。
o The arguments to and results of SET_SSV include digests of the old and new SSV, respectively.
o SET_SSVの引数と結果には、それぞれ新旧のSSVのダイジェストが含まれます。
o Because the initial value of the SSV is zero, therefore known, the client that opts for SP4_SSV protection and opts to apply SP4_SSV protection to BIND_CONN_TO_SESSION and CREATE_SESSION MUST send at least one SET_SSV operation before the first BIND_CONN_TO_SESSION operation or before the second CREATE_SESSION operation on a client ID. If it does not, the SSV mechanism will not generate tokens (Section 2.10.9). A client SHOULD send SET_SSV as soon as a session is created.
o SSVの初期値はゼロであるため、既知であるため、SP4_SSV保護を選択し、SP4_SSV保護をBIND_CONN_TO_SESSIONおよびCREATE_SESSIONに適用することを選択したクライアントは、最初のBIND_CONN_TO_SESSION操作の前、またはクライアントID。そうでない場合、SSVメカニズムはトークンを生成しません（セクション2.10.9）。クライアントは、セッションが作成されるとすぐにSET_SSVを送信する必要があります（SHOULD）。
o A SET_SSV request does not replace the SSV with the argument to SET_SSV. Instead, the current SSV on the server is logically exclusive ORed (XORed) with the argument to SET_SSV. Each time a new principal uses a client ID for the first time, the client SHOULD send a SET_SSV with that principal's RPCSEC_GSS credentials, with RPCSEC_GSS service set to RPC_GSS_SVC_PRIVACY.
o SET_SSV要求は、SSVをSET_SSVへの引数で置き換えません。代わりに、サーバー上の現在のSSVは、SET_SSVへの引数と論理的に排他的OR（XOR）されます。新しいプリンシパルがクライアントIDを初めて使用するたびに、クライアントは、RPCSEC_GSSサービスがRPC_GSS_SVC_PRIVACYに設定されたプリンシパルのRPCSEC_GSS資格情報を使用してSET_SSVを送信する必要があります（SHOULD）。
Here are the types of attacks that can be attempted by an attacker named Eve on a victim named Bob, and how SP4_SSV protection foils each attack:
以下は、Eveという攻撃者がBobという犠牲者に対して試みることができる攻撃のタイプと、SP4_SSV保護が各攻撃を阻止する方法です。
o Suppose Eve is the first user to log into a legitimate client. Eve's use of an NFSv4.1 file system will cause the legitimate client to create a client ID with SP4_SSV protection, specifying that the BIND_CONN_TO_SESSION operation MUST use the SSV credential. Eve's use of the file system also causes an SSV to be created. The SET_SSV operation that creates the SSV will be protected by the RPCSEC_GSS context created by the legitimate client, which uses Eve's GSS principal and credentials. Eve can eavesdrop on the network while her RPCSEC_GSS context is created and the SET_SSV using her context is sent. Even if the legitimate client sends the SET_SSV with RPC_GSS_SVC_PRIVACY, because Eve knows her own credentials, she can decrypt the SSV. Eve can compute an RPCSEC_GSS credential that BIND_CONN_TO_SESSION will accept, and so associate a new connection with the legitimate session. Eve can change the slot ID and sequence state of a legitimate session, and/or the SSV state, in such a way that when Bob accesses the server via the same legitimate client, the legitimate client will be unable to use the session.
o Eveが正当なクライアントにログインする最初のユーザーであるとします。 EveがNFSv4.1ファイルシステムを使用すると、正当なクライアントがSP4_SSV保護を備えたクライアントIDを作成し、BIND_CONN_TO_SESSION操作でSSV資格情報を使用する必要があることを指定します。 Eveがファイルシステムを使用すると、SSVも作成されます。 SSVを作成するSET_SSV操作は、EveのGSSプリンシパルと資格情報を使用する正当なクライアントによって作成されたRPCSEC_GSSコンテキストによって保護されます。 Eveは、RPCSEC_GSSコンテキストが作成され、そのコンテキストを使用するSET_SSVが送信されている間、ネットワークを盗聴できます。正当なクライアントがRPC_GSS_SVC_PRIVACYを使用してSET_SSVを送信した場合でも、イブは自分の資格情報を知っているため、SSVを復号化できます。 Eveは、BIND_CONN_TO_SESSIONが受け入れるRPCSEC_GSS資格情報を計算して、新しい接続を正当なセッションに関連付けることができます。 Eveは、ボブが同じ正当なクライアントを介してサーバーにアクセスしたときに、正当なクライアントがセッションを使用できないように、正当なセッションのスロットIDとシーケンス状態、SSV状態を変更できます。
The client's only recourse is to create a new client ID for Bob to use, and establish a new SSV for the client ID. The client will be unable to delete the old client ID, and will let the lease on the old client ID expire.
クライアントの唯一の手段は、Bobが使用する新しいクライアントIDを作成し、そのクライアントIDの新しいSSVを確立することです。クライアントは古いクライアントIDを削除できず、古いクライアントIDのリースが期限切れになります。
Once the legitimate client establishes an SSV over the new session using Bob's RPCSEC_GSS context, Eve can use the new session via the legitimate client, but she cannot disrupt Bob. Moreover, because the client SHOULD have modified the SSV due to Eve using the new session, Bob cannot get revenge on Eve by associating a rogue connection with the session.
正当なクライアントがボブのRPCSEC_GSSコンテキストを使用して新しいセッションでSSVを確立すると、イブは正当なクライアントを介して新しいセッションを使用できますが、ボブを妨害することはできません。さらに、イブが新しいセッションを使用しているため、クライアントはSSVを変更する必要があるため（SHOULD）、ボブは不正な接続をセッションに関連付けることによってイブに復讐することはできません。
The question is how did the legitimate client detect that Eve has hijacked the old session? When the client detects that a new principal, Bob, wants to use the session, it SHOULD have sent a SET_SSV, which leads to the following sub-scenarios:
問題は、イブが古いセッションをハイジャックしたことを正当なクライアントがどのように検出したかです。クライアントが新しいプリンシパルBobがセッションを使用することを望んでいることを検出すると、次のサブシナリオにつながるSET_SSVを送信する必要があります（SHOULD）。
* Let us suppose that from the rogue connection, Eve sent a SET_SSV with the same slot ID and sequence ID that the legitimate client later uses. The server will assume the SET_SSV sent with Bob's credentials is a retry, and return to the legitimate client the reply it sent Eve. However, unless Eve can correctly guess the SSV the legitimate client will use, the digest verification checks in the SET_SSV response will fail. That is an indication to the client that the session has apparently been hijacked.
* 不正な接続から、イブが正当なクライアントが後で使用するのと同じスロットIDとシーケンスIDを使用してSET_SSVを送信したとします。サーバーは、ボブの資格情報とともに送信されたSET_SSVが再試行であると想定し、イブが送信した応答を正当なクライアントに返します。ただし、イブが正当なクライアントが使用するSSVを正しく推測できない限り、SET_SSV応答のダイジェスト検証チェックは失敗します。これは、セッションが明らかにハイジャックされたことをクライアントに示しています。
* Alternatively, Eve sent a SET_SSV with a different slot ID than the legitimate client uses for its SET_SSV. Then the digest verification of the SET_SSV sent with Bob's credentials fails on the server, and the error returned to the client makes it apparent that the session has been hijacked.
* または、イブは、正当なクライアントがSET_SSVに使用するのとは異なるスロットIDでSET_SSVを送信しました。次に、Bobの資格情報とともに送信されたSET_SSVのダイジェスト検証がサーバーで失敗し、クライアントに返されたエラーにより、セッションが乗っ取られたことが明らかになります。
* Alternatively, Eve sent an operation other than SET_SSV, but with the same slot ID and sequence that the legitimate client uses for its SET_SSV. The server returns to the legitimate client the response it sent Eve. The client sees that the response is not at all what it expects. The client assumes either session hijacking or a server bug, and either way destroys the old session.
* または、イブはSET_SSV以外の操作を送信しましたが、正当なクライアントがSET_SSVに使用するのと同じスロットIDとシーケンスを使用しています。サーバーは、イブに送信した応答を正当なクライアントに返します。クライアントは、応答が期待どおりではないことを確認します。クライアントは、セッションの乗っ取りまたはサーバーのバグのいずれかを想定し、どちらの方法でも古いセッションを破棄します。
o Eve associates a rogue connection with the session as above, and then destroys the session. Again, Bob goes to use the server from the legitimate client, which sends a SET_SSV using Bob's credentials. The client receives an error that indicates that the session does not exist. When the client tries to create a new session, this will fail because the SSV it has does not match that which the server has, and now the client knows the session was hijacked. The legitimate client establishes a new client ID.
o Eveは上記のように不正な接続をセッションに関連付けてから、セッションを破棄します。ここでも、ボブはボブの資格情報を使用してSET_SSVを送信する正当なクライアントからサーバーを使用します。クライアントは、セッションが存在しないことを示すエラーを受け取ります。クライアントが新しいセッションを作成しようとすると、そのSSVがサーバーが持っているものと一致せず、セッションがハイジャックされたことがクライアントで認識されるため、これは失敗します。正当なクライアントが新しいクライアントIDを確立します。
o If Eve creates a connection before the legitimate client establishes an SSV, because the initial value of the SSV is zero and therefore known, Eve can send a SET_SSV that will pass the digest verification check. However, because the new connection has not been associated with the session, the SET_SSV is rejected for that reason.
o 正当なクライアントがSSVを確立する前にイブが接続を作成する場合、SSVの初期値はゼロであり、したがって既知であるため、イブは、ダイジェスト検証チェックに合格するSET_SSVを送信できます。ただし、新しい接続はセッションに関連付けられていないため、SET_SSVはその理由で拒否されます。
In summary, an attacker's disruption of state when SP4_SSV protection is in use is limited to the formative period of a client ID, its first session, and the establishment of the SSV. Once a non-malicious user uses the client ID, the client quickly detects any hijack and rectifies the situation. Once a non-malicious user successfully modifies the SSV, the attacker cannot use NFSv4.1 operations to disrupt the non-malicious user.
要約すると、SP4_SSV保護が使用されている場合の攻撃者の状態の混乱は、クライアントIDの形成期間、最初のセッション、およびSSVの確立に限定されます。悪意のないユーザーがクライアントIDを使用すると、クライアントはハイジャックをすばやく検出し、状況を修正します。悪意のないユーザーがSSVの変更に成功すると、攻撃者はNFSv4.1の操作を使用して、悪意のないユーザーを妨害することはできません。
Note that neither the SP4_MACH_CRED nor SP4_SSV protection approaches prevent hijacking of a transport connection that has previously been associated with a session. If the goal of a counter-threat strategy is to prevent connection hijacking, the use of IPsec is RECOMMENDED.
SP4_MACH_CREDもSP4_SSV保護アプローチも、以前にセッションに関連付けられていたトランスポート接続のハイジャックを防止しないことに注意してください。カウンター脅威戦略の目的が接続の乗っ取りを防ぐことである場合、IPsecの使用が推奨されます。
If a connection hijack occurs, the hijacker could in theory change locking state and negatively impact the service to legitimate clients. However, if the server is configured to require the use of RPCSEC_GSS with integrity or privacy on the affected file objects, and if EXCHGID4_FLAG_BIND_PRINC_STATEID capability (Section 18.35) is in force, this will thwart unauthorized attempts to change locking state.
接続ハイジャックが発生した場合、ハイジャッカーは理論的にはロック状態を変更し、正当なクライアントへのサービスに悪影響を及ぼす可能性があります。ただし、影響を受けるファイルオブジェクトに対して整合性またはプライバシーを備えたRPCSEC_GSSの使用を要求するようにサーバーが構成されており、EXCHGID4_FLAG_BIND_PRINC_STATEID機能（セクション18.35）が有効になっている場合、これにより、ロック状態を変更する不正な試みが阻止されます。
The SSV provides the secret key for a GSS mechanism internal to NFSv4.1 that NFSv4.1 uses for state protection. Contexts for this mechanism are not established via the RPCSEC_GSS protocol. Instead, the contexts are automatically created when EXCHANGE_ID specifies SP4_SSV protection. The only tokens defined are the PerMsgToken (emitted by GSS_GetMIC) and the SealedMessage token (emitted by GSS_Wrap).
SSVは、NFSv4.1が状態保護に使用するNFSv4.1内部のGSSメカニズムに秘密鍵を提供します。このメカニズムのコンテキストは、RPCSEC_GSSプロトコルを介して確立されません。代わりに、EXCHANGE_IDがSP4_SSV保護を指定すると、コンテキストが自動的に作成されます。定義されているトークンは、PerMsgToken（GSS_GetMICによって発行された）とSealedMessageトークン（GSS_Wrapによって発行された）だけです。
The mechanism OID for the SSV mechanism is iso.org.dod.internet.private.enterprise.Michael Eisler.nfs.ssv_mech (1.3.6.1.4.1.28882.1.1). While the SSV mechanism does not define any initial context tokens, the OID can be used to let servers indicate that the SSV mechanism is acceptable whenever the client sends a SECINFO or SECINFO_NO_NAME operation (see Section 2.6).
SSVメカニズムのメカニズムOIDは、iso.org.dod.internet.private.enterprise.Michael Eisler.nfs.ssv_mech（1.3.6.1.4.1.28882.1.1）です。 SSVメカニズムは初期コンテキストトークンを定義しませんが、OIDを使用して、クライアントがSECINFOまたはSECINFO_NO_NAMEオペレーションを送信するたびに、SSVメカニズムが受け入れ可能であることをサーバーに示すことができます（セクション2.6を参照）。
The SSV mechanism defines four subkeys derived from the SSV value. Each time SET_SSV is invoked, the subkeys are recalculated by the client and server. The calculation of each of the four subkeys depends on each of the four respective ssv_subkey4 enumerated values. The calculation uses the HMAC [11] algorithm, using the current SSV as the key, the one-way hash algorithm as negotiated by EXCHANGE_ID, and the input text as represented by the XDR encoded enumeration value for that subkey of data type ssv_subkey4. If the length of the output of the HMAC algorithm exceeds the length of key of the encryption algorithm (which is also negotiated by EXCHANGE_ID), then the subkey MUST be truncated from the HMAC output, i.e., if the subkey is of N bytes long, then the first N bytes of the HMAC output MUST be used for the subkey. The specification of EXCHANGE_ID states that the length of the output of the HMAC algorithm MUST NOT be less than the length of subkey needed for the encryption algorithm (see Section 18.35).
SSVメカニズムは、SSV値から派生した4つのサブキーを定義します。 SET_SSVが呼び出されるたびに、サブキーはクライアントとサーバーによって再計算されます。 4つのサブキーのそれぞれの計算は、4つのそれぞれのssv_subkey4列挙値のそれぞれに依存します。この計算では、HMAC [11]アルゴリズムを使用し、現在のSSVをキー、一方向ハッシュアルゴリズムをEXCHANGE_IDでネゴシエートし、入力テキストをデータ型ssv_subkey4のそのサブキーのXDRエンコード列挙値で表しています。 HMACアルゴリズムの出力の長さが暗号化アルゴリズムのキーの長さ（これもEXCHANGE_IDによってネゴシエートされる）を超える場合、サブキーはHMAC出力から切り捨てられなければなりません（つまり、サブキーの長さがNバイトの場合）。次に、HMAC出力の最初のNバイトをサブキーに使用する必要があります。 EXCHANGE_IDの仕様では、HMACアルゴリズムの出力の長さは、暗号化アルゴリズムに必要なサブキーの長さよりも短くてはならない（MUST 18.35を参照）。
/* Input for computing subkeys */
enum ssv_subkey4 {
SSV4_SUBKEY_MIC_I2T = 1,
SSV4_SUBKEY_MIC_T2I = 2,
SSV4_SUBKEY_SEAL_I2T = 3,
SSV4_SUBKEY_SEAL_T2I = 4
};
The subkey derived from SSV4_SUBKEY_MIC_I2T is used for calculating message integrity codes (MICs) that originate from the NFSv4.1 client, whether as part of a request over the fore channel or a response over the backchannel. The subkey derived from SSV4_SUBKEY_MIC_T2I is used for MICs originating from the NFSv4.1 server. The subkey derived from SSV4_SUBKEY_SEAL_I2T is used for encryption text originating from the NFSv4.1 client, and the subkey derived from SSV4_SUBKEY_SEAL_T2I is used for encryption text originating from the NFSv4.1 server.
SSV4_SUBKEY_MIC_I2Tから派生したサブキーは、NFSv4.1クライアントから発信されたメッセージ整合性コード（MIC）を計算するために使用されます（フォアチャネルを介した要求の一部としても、バックチャネルを介した応答の一部としても）。 SSV4_SUBKEY_MIC_T2Iから派生したサブキーは、NFSv4.1サーバーからのMICに使用されます。 SSV4_SUBKEY_SEAL_I2Tから派生したサブキーは、NFSv4.1クライアントからの暗号化テキストに使用され、SSV4_SUBKEY_SEAL_T2Iから派生したサブキーは、NFSv4.1サーバーからの暗号化テキストに使用されます。
The PerMsgToken description is based on an XDR definition:
PerMsgTokenの説明は、XDR定義に基づいています。
/* Input for computing smt_hmac */
struct ssv_mic_plain_tkn4 {
uint32_t smpt_ssv_seq;
opaque smpt_orig_plain<>;
};
/* SSV GSS PerMsgToken token */
struct ssv_mic_tkn4 {
uint32_t smt_ssv_seq;
opaque smt_hmac<>;
};
The field smt_hmac is an HMAC calculated by using the subkey derived from SSV4_SUBKEY_MIC_I2T or SSV4_SUBKEY_MIC_T2I as the key, the one-way hash algorithm as negotiated by EXCHANGE_ID, and the input text as represented by data of type ssv_mic_plain_tkn4. The field smpt_ssv_seq is the same as smt_ssv_seq. The field smpt_orig_plain is the "message" input passed to GSS_GetMIC() (see Section 2.3.1 of [7]). The caller of GSS_GetMIC() provides a pointer to a buffer containing the plain text. The SSV mechanism's entry point for GSS_GetMIC() encodes this into an opaque array, and the encoding will include an initial four-byte length, plus any necessary padding. Prepended to this will be the XDR encoded value of smpt_ssv_seq, thus making up an XDR encoding of a value of data type ssv_mic_plain_tkn4, which in turn is the input into the HMAC.
フィールドsmt_hmacは、SSV4_SUBKEY_MIC_I2TまたはSSV4_SUBKEY_MIC_T2Iから派生したサブキーをキーとして使用し、EXCHANGE_IDによってネゴシエートされた一方向ハッシュアルゴリズムと、タイプssv_mic_plain_tkn4のデータによって表される入力テキストを使用して計算されたHMACです。フィールドsmpt_ssv_seqは、smt_ssv_seqと同じです。フィールドsmpt_orig_plainは、GSS_GetMIC()に渡される「メッセージ」入力です（[7]のセクション2.3.1を参照）。 GSS_GetMIC()の呼び出し元は、プレーンテキストを含むバッファへのポインタを提供します。 SSVメカニズムのGSS_GetMIC()のエントリポイントは、これを不透明な配列にエンコードします。エンコードには、最初の4バイトの長さと必要なパディングが含まれます。これに付加されるのは、smpt_ssv_seqのXDRエンコードされた値であり、したがって、HMACへの入力であるデータ型ssv_mic_plain_tkn4の値のXDRエンコードを構成します。
The token emitted by GSS_GetMIC() is XDR encoded and of XDR data type ssv_mic_tkn4. The field smt_ssv_seq comes from the SSV sequence number, which is equal to one after SET_SSV (Section 18.47) is called the first time on a client ID. Thereafter, the SSV sequence number is incremented on each SET_SSV. Thus, smt_ssv_seq represents the version of the SSV at the time GSS_GetMIC() was called. As noted in Section 18.35, the client and server can maintain multiple concurrent versions of the SSV. This allows the SSV to be changed without serializing all RPC calls that use the SSV mechanism with SET_SSV operations. Once the HMAC is calculated, it is XDR encoded into smt_hmac, which will include an initial four-byte length, and any necessary padding. Prepended to this will be the XDR encoded value of smt_ssv_seq.
GSS_GetMIC()によって発行されたトークンは、XDRエンコードされ、XDRデータ型ssv_mic_tkn4です。フィールドsmt_ssv_seqはSSVシーケンス番号から取得されます。これは、SET_SSV（セクション18.47）がクライアントIDで初めて呼び出された後の1に等しいです。その後、SSVシーケンス番号が各SET_SSVで増分されます。したがって、smt_ssv_seqは、GSS_GetMIC()が呼び出されたときのSSVのバージョンを表します。セクション18.35で説明したように、クライアントとサーバーは、SSVの複数の同時バージョンを維持できます。これにより、SET_SSV操作でSSVメカニズムを使用するすべてのRPC呼び出しをシリアル化することなく、SSVを変更できます。 HMACが計算されると、HDRはsmt_hmacにXDRエンコードされ、初期の4バイトの長さと必要なパディングが含まれます。これに付加されるのは、smd_ssv_seqのXDRエンコードされた値です。
The SealedMessage description is based on an XDR definition:
SealedMessageの説明は、XDR定義に基づいています。
/* Input for computing ssct_encr_data and ssct_hmac */
struct ssv_seal_plain_tkn4 {
opaque sspt_confounder<>;
uint32_t sspt_ssv_seq;
opaque sspt_orig_plain<>;
opaque sspt_pad<>;
};
/* SSV GSS SealedMessage token */
struct ssv_seal_cipher_tkn4 {
uint32_t ssct_ssv_seq;
opaque ssct_iv<>;
opaque ssct_encr_data<>;
opaque ssct_hmac<>;
};
The token emitted by GSS_Wrap() is XDR encoded and of XDR data type ssv_seal_cipher_tkn4.
GSS_Wrap()によって発行されたトークンはXDRエンコードされ、XDRデータ型はssv_seal_cipher_tkn4です。
The ssct_ssv_seq field has the same meaning as smt_ssv_seq.
ssct_ssv_seqフィールドは、smt_ssv_seqと同じ意味です。
The ssct_encr_data field is the result of encrypting a value of the XDR encoded data type ssv_seal_plain_tkn4. The encryption key is the subkey derived from SSV4_SUBKEY_SEAL_I2T or SSV4_SUBKEY_SEAL_T2I, and the encryption algorithm is that negotiated by EXCHANGE_ID.
ssct_encr_dataフィールドは、XDRエンコードされたデータ型ssv_seal_plain_tkn4の値を暗号化した結果です。暗号化キーはSSV4_SUBKEY_SEAL_I2TまたはSSV4_SUBKEY_SEAL_T2Iから派生したサブキーであり、暗号化アルゴリズムはEXCHANGE_IDによってネゴシエートされます。
The ssct_iv field is the initialization vector (IV) for the encryption algorithm (if applicable) and is sent in clear text. The content and size of the IV MUST comply with the specification of the encryption algorithm. For example, the id-aes256-CBC algorithm MUST use a 16-byte initialization vector (IV), which MUST be unpredictable for each instance of a value of data type ssv_seal_plain_tkn4 that is encrypted with a particular SSV key.
ssct_ivフィールドは、暗号化アルゴリズム（該当する場合）の初期化ベクトル（IV）であり、クリアテキストで送信されます。 IVのコンテンツとサイズは、暗号化アルゴリズムの仕様に準拠する必要があります。たとえば、id-aes256-CBCアルゴリズムは、16バイトの初期化ベクトル（IV）を使用する必要があります。これは、特定のSSVキーで暗号化されたデータ型ssv_seal_plain_tkn4の値のインスタンスごとに予測不可能でなければなりません（MUST）。
The ssct_hmac field is the result of computing an HMAC using the value of the XDR encoded data type ssv_seal_plain_tkn4 as the input text. The key is the subkey derived from SSV4_SUBKEY_MIC_I2T or SSV4_SUBKEY_MIC_T2I, and the one-way hash algorithm is that negotiated by EXCHANGE_ID.
ssct_hmacフィールドは、XDRエンコードされたデータ型ssv_seal_plain_tkn4の値を入力テキストとして使用してHMACを計算した結果です。キーはSSV4_SUBKEY_MIC_I2TまたはSSV4_SUBKEY_MIC_T2Iから派生したサブキーであり、一方向ハッシュアルゴリズムはEXCHANGE_IDによってネゴシエートされたものです。
The sspt_confounder field is a random value.
sspt_confounderフィールドはランダムな値です。
The sspt_ssv_seq field is the same as ssvt_ssv_seq.
sspt_ssv_seqフィールドはssvt_ssv_seqと同じです。
The field sspt_orig_plain field is the original plaintext and is the "input_message" input passed to GSS_Wrap() (see Section 2.3.3 of [7]). As with the handling of the plaintext by the SSV mechanism's GSS_GetMIC() entry point, the entry point for GSS_Wrap() expects a pointer to the plaintext, and will XDR encode an opaque array into sspt_orig_plain representing the plain text, along with the other fields of an instance of data type ssv_seal_plain_tkn4.
フィールドsspt_orig_plainフィールドは元の平文であり、GSS_Wrap()に渡される「input_message」入力です（[7]のセクション2.3.3を参照）。 SSVメカニズムのGSS_GetMIC()エントリポイントによるプレーンテキストの処理と同様に、GSS_Wrap()のエントリポイントはプレーンテキストへのポインタを予期し、XDRは不透明な配列をプレーンテキストを表すsspt_orig_plainにエンコードします。データ型ssv_seal_plain_tkn4のインスタンスの。
The sspt_pad field is present to support encryption algorithms that require inputs to be in fixed-sized blocks. The content of sspt_pad is zero filled except for the length. Beware that the XDR encoding of ssv_seal_plain_tkn4 contains three variable-length arrays, and so each array consumes four bytes for an array length, and each array that follows the length is always padded to a multiple of four bytes per the XDR standard.
sspt_padフィールドは、入力を固定サイズのブロックにする必要がある暗号化アルゴリズムをサポートするために存在します。 sspt_padの内容は、長さを除いてゼロで埋められます。 ssv_seal_plain_tkn4のXDRエンコーディングには3つの可変長配列が含まれているため、各配列は配列の長さとして4バイトを消費し、長さに続く各配列はXDR標準に従って常に4バイトの倍数にパディングされます。
For example, suppose the encryption algorithm uses 16-byte blocks, and the sspt_confounder is three bytes long, and the sspt_orig_plain field is 15 bytes long. The XDR encoding of sspt_confounder uses eight bytes (4 + 3 + 1 byte pad), the XDR encoding of sspt_ssv_seq uses four bytes, the XDR encoding of sspt_orig_plain uses 20 bytes (4 + 15 + 1 byte pad), and the smallest XDR encoding of the sspt_pad field is four bytes. This totals 36 bytes. The next multiple of 16 is 48; thus, the length field of sspt_pad needs to be set to 12 bytes, or a total encoding of 16 bytes. The total number of XDR encoded bytes is thus 8 + 4 + 20 + 16 = 48.
たとえば、暗号化アルゴリズムが16バイトのブロックを使用し、sspt_confounderが3バイトの長さで、sspt_orig_plainフィールドが15バイトの長さであるとします。 sspt_confounderのXDRエンコーディングは8バイト（4 + 3 + 1バイトパッド）を使用し、sspt_ssv_seqのXDRエンコーディングは4バイトを使用し、sspt_orig_plainのXDRエンコーディングは20バイト（4 + 15 + 1バイトパッド）を使用し、最小のXDRエンコーディングsspt_padフィールドの4バイトです。これは合計36バイトです。次の16の倍数は48です。したがって、sspt_padの長さフィールドは、12バイト、または合計16バイトのエンコードに設定する必要があります。したがって、XDRエンコードされたバイトの総数は8 + 4 + 20 + 16 = 48です。
GSS_Wrap() emits a token that is an XDR encoding of a value of data type ssv_seal_cipher_tkn4. Note that regardless of whether or not the caller of GSS_Wrap() requests confidentiality, the token always has confidentiality. This is because the SSV mechanism is for RPCSEC_GSS, and RPCSEC_GSS never produces GSS_wrap() tokens without confidentiality.
GSS_Wrap()は、データ型ssv_seal_cipher_tkn4の値のXDRエンコーディングであるトークンを発行します。 GSS_Wrap()の呼び出し元が機密性を要求するかどうかに関係なく、トークンには常に機密性があることに注意してください。これは、SSVメカニズムがRPCSEC_GSS用であり、RPCSEC_GSSが機密性なしにGSS_wrap()トークンを生成することはないためです。
There is one SSV per client ID. There is a single GSS context for a client ID / SSV pair. All SSV mechanism RPCSEC_GSS handles of a client ID / SSV pair share the same GSS context. SSV GSS contexts do not expire except when the SSV is destroyed (causes would include the client ID being destroyed or a server restart). Since one purpose of context expiration is to replace keys that have been in use for "too long", hence vulnerable to compromise by brute force or accident, the client can replace the SSV key by sending periodic SET_SSV operations, which is done by cycling through different users' RPCSEC_GSS credentials. This way, the SSV is replaced without destroying the SSV's GSS contexts.
クライアントIDごとに1つのSSVがあります。クライアントIDとSSVのペアには、単一のGSSコンテキストがあります。すべてのSSVメカニズム、クライアントID / SSVペアのRPCSEC_GSSハンドルは、同じGSSコンテキストを共有します。 SSV GSSコンテキストは、SSVが破棄された場合を除いて期限切れになりません（原因としては、クライアントIDの破棄またはサーバーの再起動が含まれます）。コンテキストの有効期限の目的の1つは、「長すぎる」ために使用されていたキーを置き換えることであり、ブルートフォースや事故による侵害に対して脆弱であるため、クライアントは定期的なSET_SSV操作を送信してSSVキーを置き換えることができます。異なるユーザーのRPCSEC_GSS資格。このようにして、SSVは、SSVのGSSコンテキストを破壊することなく置き換えられます。
SSV RPCSEC_GSS handles can be expired or deleted by the server at any time, and the EXCHANGE_ID operation can be used to create more SSV RPCSEC_GSS handles. Expiration of SSV RPCSEC_GSS handles does not imply that the SSV or its GSS context has expired.
SSV RPCSEC_GSSハンドルはサーバーによっていつでも期限切れまたは削除でき、EXCHANGE_ID操作を使用してさらにSSV RPCSEC_GSSハンドルを作成できます。 SSV RPCSEC_GSSハンドルの期限切れは、SSVまたはそのGSSコンテキストが期限切れであることを意味しません。
The client MUST establish an SSV via SET_SSV before the SSV GSS context can be used to emit tokens from GSS_Wrap() and GSS_GetMIC(). If SET_SSV has not been successfully called, attempts to emit tokens MUST fail.
クライアントは、SSV GSSコンテキストを使用してGSS_Wrap()およびGSS_GetMIC()からトークンを発行する前に、SET_SSVを介してSSVを確立する必要があります。 SET_SSVが正常に呼び出されなかった場合、トークンを発行する試みは失敗する必要があります。
The SSV mechanism does not support replay detection and sequencing in its tokens because RPCSEC_GSS does not use those features (See Section 5.2.2, "Context Creation Requests", in [4]). However, Section 2.10.10 discusses special considerations for the SSV mechanism when used with RPCSEC_GSS.
RPCSEC_GSSはこれらの機能を使用しないため、SSVメカニズムはトークンのリプレイ検出とシーケンスをサポートしていません（[4]の5.2.2節「コンテキスト作成リクエスト」を参照）。ただし、セクション2.10.10では、RPCSEC_GSSと共に使用する場合のSSVメカニズムの特別な考慮事項について説明します。
2.10.10. Security Considerations for RPCSEC_GSS When Using the SSV Mechanism
2.10.10. SSVメカニズムを使用する場合のRPCSEC_GSSのセキュリティに関する考慮事項
When a client ID is created with SP4_SSV state protection (see Section 18.35), the client is permitted to associate multiple RPCSEC_GSS handles with the single SSV GSS context (see Section 2.10.9). Because of the way RPCSEC_GSS (both version 1 and version 2, see [4] and [12]) calculate the verifier of the reply, special care must be taken by the implementation of the NFSv4.1 client to prevent attacks by a man-in-the-middle. The verifier of an RPCSEC_GSS reply is the output of GSS_GetMIC() applied to the input value of the seq_num field of the RPCSEC_GSS credential (data type rpc_gss_cred_ver_1_t) (see Section 5.3.3.2 of [4]). If multiple RPCSEC_GSS handles share the same GSS context, then if one handle is used to send a request with the same seq_num value as another handle, an attacker could block the reply, and replace it with the verifier used for the other handle.
クライアントIDがSP4_SSV状態保護（セクション18.35を参照）で作成されると、クライアントは複数のRPCSEC_GSSハンドルを単一のSSV GSSコンテキストに関連付けることが許可されます（セクション2.10.9を参照）。 RPCSEC_GSS（バージョン1とバージョン2の両方）が応答のベリファイアを計算する方法のため、NFSv4.1クライアントの実装では、人による攻撃を防ぐために特別な注意が必要です途中で。 RPCSEC_GSS応答のベリファイアは、RPCSEC_GSSクレデンシャルのseq_numフィールドの入力値に適用されるGSS_GetMIC()の出力です（データ型rpc_gss_cred_ver_1_t）（[4]のセクション5.3.3.2を参照）。複数のRPCSEC_GSSハンドルが同じGSSコンテキストを共有している場合、1つのハンドルを使用して別のハンドルと同じseq_num値のリクエストを送信すると、攻撃者は応答をブロックし、それを他のハンドルに使用されているベリファイアに置き換える可能性があります。
There are multiple ways to prevent the attack on the SSV RPCSEC_GSS verifier in the reply. The simplest is believed to be as follows.
応答のSSV RPCSEC_GSSベリファイアへの攻撃を防ぐ方法はいくつかあります。最も単純なものは次のように考えられています。
o Each time one or more new SSV RPCSEC_GSS handles are created via EXCHANGE_ID, the client SHOULD send a SET_SSV operation to modify the SSV. By changing the SSV, the new handles will not result in the re-use of an SSV RPCSEC_GSS verifier in a reply.
o EXCHANGE_IDを介して1つ以上の新しいSSV RPCSEC_GSSハンドルが作成されるたびに、クライアントは、SET_SSV操作を送信してSSVを変更する必要があります（SHOULD）。 SSVを変更することにより、新しいハンドルは応答でSSV RPCSEC_GSS検証を再利用しません。
o When a requester decides to use N SSV RPCSEC_GSS handles, it SHOULD assign a unique and non-overlapping range of seq_nums to each SSV RPCSEC_GSS handle. The size of each range SHOULD be equal to MAXSEQ / N (see Section 5 of [4] for the definition of MAXSEQ). When an SSV RPCSEC_GSS handle reaches its maximum, it SHOULD force the replier to destroy the handle by sending a NULL RPC request with seq_num set to MAXSEQ + 1 (see Section 5.3.3.3 of [4]).
o リクエスターがN個のSSV RPCSEC_GSSハンドルを使用することを決定すると、seq_numsの一意で重複しない範囲を各SSV RPCSEC_GSSハンドルに割り当てる必要があります（SHOULD）。各範囲のサイズは、MAXSEQ / Nに等しい必要があります（MAXSEQの定義については、[4]のセクション5を参照してください）。 SSV RPCSEC_GSSハンドルが最大値に達すると、seq_numをMAXSEQ + 1に設定してNULL RPC要求を送信することにより、応答者にハンドルを破棄するよう強制する必要があります（[4]のセクション5.3.3.3を参照）。
o When the requester wants to increase or decrease N, it SHOULD force the replier to destroy all N handles by sending a NULL RPC request on each handle with seq_num set to MAXSEQ + 1. If the requester is the client, it SHOULD send a SET_SSV operation before using new handles. If the requester is the server, then the client SHOULD send a SET_SSV operation when it detects that the server has forced it to destroy a backchannel's SSV RPCSEC_GSS handle. By sending a SET_SSV operation, the SSV will change, and so the attacker will be unavailable to successfully replay a previous verifier in a reply to the requester.
o リクエスターがNを増やしたり減らしたりしたい場合は、seq_numがMAXSEQ + 1に設定された各ハンドルでNULL RPC要求を送信することにより、リプライアーにすべてのNハンドルを強制的に破棄する必要があります（SHOULD）。リクエスターがクライアントの場合、SET_SSV操作を送信する必要があります（SHOULD）。新しいハンドルを使用する前。リクエスターがサーバーである場合、クライアントは、サーバーがバックチャネルのSSV RPCSEC_GSSハンドルの破棄を強制したことを検出したときに、SET_SSV操作を送信する必要があります（SHOULD）。 SET_SSV操作を送信することにより、SSVが変更されるため、攻撃者はリクエスターへの応答で以前のベリファイアを正常に再生できなくなります。
Note that if the replier carefully creates the SSV RPCSEC_GSS handles, the related risk of a man-in-the-middle splicing a forged SSV RPCSEC_GSS credential with a verifier for another handle does not exist. This is because the verifier in an RPCSEC_GSS request is computed from input that includes both the RPCSEC_GSS handle and seq_num (see Section 5.3.1 of [4]). Provided the replier takes care to avoid re-using the value of an RPCSEC_GSS handle that it creates, such as by including a generation number in the handle, the man-in-the-middle will not be able to successfully replay a previous verifier in the request to a replier.
返信者がSSV RPCSEC_GSSハンドルを慎重に作成した場合、中間者が偽造SSV RPCSEC_GSS資格情報を別のハンドルのベリファイアとスプライスするという関連するリスクは存在しないことに注意してください。これは、RPCSEC_GSS要求のベリファイアが、RPCSEC_GSSハンドルとseq_numの両方を含む入力から計算されるためです（[4]のセクション5.3.1を参照）。応答番号が生成するRPCSEC_GSSハンドルの値を再利用しないように注意する場合（ハンドルに世代番号を含めるなど）、中間者は以前の検証を正常に再生できません返信者へのリクエスト。
The server has the primary obligation to monitor the state of backchannel resources that the client has created for the server (RPCSEC_GSS contexts and backchannel connections). If these resources vanish, the server takes action as specified in Section 2.10.13.2.
サーバーには、クライアントがサーバー用に作成したバックチャネルリソースの状態（RPCSEC_GSSコンテキストとバックチャネル接続）を監視する主要な義務があります。これらのリソースが消失すると、サーバーはセクション2.10.13.2で指定されたアクションを実行します。
The client SHOULD honor the following obligations in order to utilize the session:
クライアントは、セッションを利用するために以下の義務を尊重する必要があります。
o Keep a necessary session from going idle on the server. A client that requires a session but nonetheless is not sending operations risks having the session be destroyed by the server. This is because sessions consume resources, and resource limitations may force the server to cull an inactive session. A server MAY consider a session to be inactive if the client has not used the session before the session inactivity timer (Section 2.10.12) has expired.
o サーバーで必要なセッションがアイドル状態にならないようにします。セッションを必要とするがそれでも操作を送信していないクライアントは、サーバーによってセッションが破壊されるリスクがあります。これは、セッションがリソースを消費するためであり、リソースの制限により、サーバーが非アクティブなセッションを強制的に削除する可能性があります。セッション非アクティブタイマー（2.10.12項）が期限切れになる前にクライアントがセッションを使用しなかった場合、サーバーはセッションを非アクティブと見なしてもよい（MAY）。
o Destroy the session when not needed. If a client has multiple sessions, one of which has no requests waiting for replies, and has been idle for some period of time, it SHOULD destroy the session.
o 不要なときにセッションを破棄します。クライアントに複数のセッションがあり、そのうちの1つに応答を待つ要求がなく、一定期間アイドル状態であった場合、セッションを破棄する必要があります（SHOULD）。
o Maintain GSS contexts and RPCSEC_GSS handles for the backchannel. If the client requires the server to use the RPCSEC_GSS security flavor for callbacks, then it needs to be sure the RPCSEC_GSS handles and/or their GSS contexts that are handed to the server via BACKCHANNEL_CTL or CREATE_SESSION are unexpired.
o バックチャネルのGSSコンテキストとRPCSEC_GSSハンドルを維持します。クライアントがサーバーにコールバックにRPCSEC_GSSセキュリティフレーバーを使用することを要求する場合、BACKCHANNEL_CTLまたはCREATE_SESSIONを介してサーバーに渡されるRPCSEC_GSSハンドルまたはGSSコンテキスト、あるいはその両方が期限切れになっていないことを確認する必要があります。
o Preserve a connection for a backchannel. The server requires a backchannel in order to gracefully recall recallable state or notify the client of certain events. Note that if the connection is not being used for the fore channel, there is no way for the client to tell if the connection is still alive (e.g., the server restarted without sending a disconnect). The onus is on the server, not the client, to determine if the backchannel's connection is alive, and to indicate in the response to a SEQUENCE operation when the last connection associated with a session's backchannel has disconnected.
o バックチャネルの接続を保持します。サーバーは、再呼び出し可能な状態を適切に呼び出したり、特定のイベントをクライアントに通知したりするためにバックチャネルを必要とします。接続がフォアチャネルに使用されていない場合、クライアントが接続がまだ生きているかどうかを確認する方法がないことに注意してください（たとえば、サーバーは切断を送信せずに再起動しました）。責任はクライアントではなくサーバー上にあり、バックチャネルの接続が有効かどうかを判断し、SEQUENCE操作への応答で、セッションのバックチャネルに関連付けられた最後の接続が切断されたことを示します。
If the client does not have a client ID, the client sends EXCHANGE_ID to establish a client ID. If it opts for SP4_MACH_CRED or SP4_SSV protection, in the spo_must_enforce list of operations, it SHOULD at minimum specify CREATE_SESSION, DESTROY_SESSION, BIND_CONN_TO_SESSION, BACKCHANNEL_CTL, and DESTROY_CLIENTID. If it opts for SP4_SSV protection, the client needs to ask for SSV-based RPCSEC_GSS handles.
クライアントにクライアントIDがない場合、クライアントはEXCHANGE_IDを送信してクライアントIDを確立します。 SP4_MACH_CREDまたはSP4_SSV保護を選択する場合は、操作のspo_must_enforceリストで、最低でもCREATE_SESSION、DESTROY_SESSION、BIND_CONN_TO_SESSION、BACKCHANNEL_CTL、およびDESTROY_CLIENTIDを指定する必要があります。 SP4_SSV保護を選択する場合、クライアントはSSVベースのRPCSEC_GSSハンドルを要求する必要があります。
The client uses the client ID to send a CREATE_SESSION on a connection to the server. The results of CREATE_SESSION indicate whether or not the server will persist the session reply cache through a server that has restarted, and the client notes this for future reference.
クライアントはクライアントIDを使用して、サーバーへの接続でCREATE_SESSIONを送信します。 CREATE_SESSIONの結果は、サーバーが再起動したサーバーを介してセッション応答キャッシュを永続化するかどうかを示し、クライアントはこれを後で参照できるようにメモします。
If the client specified SP4_SSV state protection when the client ID was created, then it SHOULD send SET_SSV in the first COMPOUND after the session is created. Each time a new principal goes to use the client ID, it SHOULD send a SET_SSV again.
クライアントIDの作成時にクライアントがSP4_SSV状態保護を指定した場合、セッションの作成後、最初のCOMPOUNDでSET_SSVを送信する必要があります（SHOULD）。新しいプリンシパルがクライアントIDを使用するたびに、再度SET_SSVを送信する必要があります（SHOULD）。
If the client wants to use delegations, layouts, directory notifications, or any other state that requires a backchannel, then it needs to add a connection to the backchannel if CREATE_SESSION did not already do so. The client creates a connection, and calls BIND_CONN_TO_SESSION to associate the connection with the session and the session's backchannel. If CREATE_SESSION did not already do so, the client MUST tell the server what security is required in order for the client to accept callbacks. The client does this via BACKCHANNEL_CTL. If the client selected SP4_MACH_CRED or SP4_SSV protection when it called EXCHANGE_ID, then the client SHOULD specify that the backchannel use RPCSEC_GSS contexts for security.
クライアントが委任、レイアウト、ディレクトリ通知、またはバックチャネルを必要とするその他の状態を使用する場合、CREATE_SESSIONがまだそうしていない場合は、バックチャネルへの接続を追加する必要があります。クライアントは接続を作成し、BIND_CONN_TO_SESSIONを呼び出して、接続をセッションおよびセッションのバックチャネルに関連付けます。 CREATE_SESSIONがまだ行っていない場合、クライアントは、クライアントがコールバックを受け入れるために必要なセキュリティをサーバーに通知する必要があります。クライアントはBACKCHANNEL_CTLを介してこれを行います。クライアントがEXCHANGE_IDを呼び出したときにSP4_MACH_CREDまたはSP4_SSV保護を選択した場合、クライアントはバックチャネルがセキュリティのためにRPCSEC_GSSコンテキストを使用することを指定する必要があります（SHOULD）。
If the client wants to use additional connections for the backchannel, then it needs to call BIND_CONN_TO_SESSION on each connection it wants to use with the session. If the client wants to use additional connections for the fore channel, then it needs to call BIND_CONN_TO_SESSION if it specified SP4_SSV or SP4_MACH_CRED state protection when the client ID was created.
クライアントがバックチャネルに追加の接続を使用する場合は、セッションで使用する接続ごとにBIND_CONN_TO_SESSIONを呼び出す必要があります。クライアントがフォアチャネルに追加の接続を使用する場合、クライアントIDの作成時にSP4_SSVまたはSP4_MACH_CRED状態保護を指定した場合は、BIND_CONN_TO_SESSIONを呼び出す必要があります。
At this point, the session has reached steady state.
この時点で、セッションは定常状態に達しています。
The server MAY maintain a session inactivity timer for each session. If the session inactivity timer expires, then the server MAY destroy the session. To avoid losing a session due to inactivity, the client MUST renew the session inactivity timer. The length of session inactivity timer MUST NOT be less than the lease_time attribute (Section 5.8.1.11). As with lease renewal (Section 8.3), when the server receives a SEQUENCE operation, it resets the session inactivity timer, and MUST NOT allow the timer to expire while the rest of the operations in the COMPOUND procedure's request are still executing. Once the last operation has finished, the server MUST set the session inactivity timer to expire no sooner than the sum of the current time and the value of the lease_time attribute.
サーバーは、各セッションのセッション非アクティブタイマーを維持する場合があります。セッション非活動タイマーが期限切れになると、サーバーはセッションを破棄する場合があります。非アクティブが原因でセッションが失われないようにするために、クライアントはセッション非アクティブタイマーを更新する必要があります。セッション非活動タイマーの長さは、lease_time属性（5.8.1.11節）より短くてはなりません（MUST NOT）。リースの更新（セクション8.3）と同様に、サーバーがSEQUENCE操作を受信すると、セッション非アクティブタイマーをリセットし、COMPOUNDプロシージャのリクエスト内の残りの操作がまだ実行されている間にタイマーが期限切れにならないようにする必要があります。最後の操作が完了すると、サーバーはセッション非アクティブタイマーが現在の時間とlease_time属性の値の合計よりも早く期限切れになるように設定する必要があります。
The following events require client action to recover.
次のイベントを回復するには、クライアントのアクションが必要です。
If all RPCSEC_GSS handles granted by the client to the server for callback use have expired, the client MUST establish a new handle via BACKCHANNEL_CTL. The sr_status_flags field of the SEQUENCE results indicates when callback handles are nearly expired, or fully expired (see Section 18.46.3).
コールバック用にクライアントからサーバーに付与されたすべてのRPCSEC_GSSハンドルが期限切れになった場合、クライアントはBACKCHANNEL_CTLを介して新しいハンドルを確立する必要があります。 SEQUENCE結果のsr_status_flagsフィールドは、コールバックハンドルがほぼ期限切れになるか、完全に期限切れになる時期を示します（セクション18.46.3を参照）。
If the client loses the last connection of the session and wants to retain the session, then it needs to create a new connection, and if, when the client ID was created, BIND_CONN_TO_SESSION was specified in the spo_must_enforce list, the client MUST use BIND_CONN_TO_SESSION to associate the connection with the session.
クライアントがセッションの最後の接続を失い、セッションを保持したい場合、クライアントは新しい接続を作成する必要があり、クライアントIDが作成されたときにBIND_CONN_TO_SESSIONがspo_must_enforceリストで指定されていた場合、クライアントはBIND_CONN_TO_SESSIONを使用して接続をセッションに関連付けます。
If there was a request outstanding at the time of connection loss, then if the client wants to continue to use the session, it MUST retry the request, as described in Section 2.10.6.2. Note that it is not necessary to retry requests over a connection with the same source network address or the same destination network address as the lost connection. As long as the session ID, slot ID, and sequence ID in the retry match that of the original request, the server will recognize the request as a retry if it executed the request prior to disconnect.
接続が失われたときに未処理の要求があった場合、クライアントがセッションの使用を続けたい場合は、2.10.6.2で説明されているように、要求を再試行する必要があります。失われた接続と同じ送信元ネットワークアドレスまたは同じ宛先ネットワークアドレスを持つ接続を介して要求を再試行する必要がないことに注意してください。再試行のセッションID、スロットID、シーケンスIDが元の要求のセッションID、スロットID、シーケンスIDと一致している限り、サーバーは、切断前に要求を実行した場合、その要求を再試行として認識します。
If the connection that was lost was the last one associated with the backchannel, and the client wants to retain the backchannel and/or prevent revocation of recallable state, the client needs to reconnect, and if it does, it MUST associate the connection to the session and backchannel via BIND_CONN_TO_SESSION. The server SHOULD indicate when it has no callback connection via the sr_status_flags result from SEQUENCE.
失われた接続がバックチャネルに関連付けられた最後の接続であり、クライアントがバックチャネルを保持したり、呼び出し可能状態の取り消しを防止したりする場合、クライアントは再接続する必要があります。再接続する場合は、接続をBIND_CONN_TO_SESSIONを介したセッションとバックチャネル。サーバーは、SEQUENCEの結果であるsr_status_flagsを介して、コールバック接続がない場合を示す必要があります（SHOULD）。
Via the sr_status_flags result of the SEQUENCE operation or other means, the client will learn if some or all of the RPCSEC_GSS contexts it assigned to the backchannel have been lost. If the client wants to retain the backchannel and/or not put recallable state subject to revocation, the client needs to use BACKCHANNEL_CTL to assign new contexts.
SEQUENCE操作またはその他の手段のsr_status_flags結果を介して、クライアントは、バックチャネルに割り当てられたRPCSEC_GSSコンテキストの一部またはすべてが失われたかどうかを学習します。クライアントがバックチャネルを保持したり、取り消しの対象となる再呼び出し可能な状態にしたくない場合、クライアントはBACKCHANNEL_CTLを使用して新しいコンテキストを割り当てる必要があります。
The replier might lose a record of the session. Causes include:
返信者はセッションの記録を失う可能性があります。原因は次のとおりです。
o Replier failure and restart.
o リプライヤの失敗と再起動。
o A catastrophe that causes the reply cache to be corrupted or lost on the media on which it was stored. This applies even if the replier indicated in the CREATE_SESSION results that it would persist the cache.
o 格納されたメディアで応答キャッシュが破損または失われるような大災害。これは、CREATE_SESSIONに示されている返信者がキャッシュを永続化する結果になった場合でも適用されます。
o The server purges the session of a client that has been inactive for a very extended period of time.
o サーバーは、長期間非アクティブであったクライアントのセッションを削除します。
o As a result of configuration changes among a set of clustered servers, a network address previously connected to one server becomes connected to a different server that has no knowledge of the session in question. Such a configuration change will generally only happen when the original server ceases to function for a time.
o クラスター化されたサーバーのセット間の構成変更の結果、以前に1つのサーバーに接続されていたネットワークアドレスが、問題のセッションを認識していない別のサーバーに接続されます。このような構成変更は、通常、元のサーバーがしばらく機能しなくなった場合にのみ発生します。
Loss of reply cache is equivalent to loss of session. The replier indicates loss of session to the requester by returning NFS4ERR_BADSESSION on the next operation that uses the session ID that refers to the lost session.
応答キャッシュの喪失は、セッションの喪失と同等です。リプライアは、失われたセッションを参照するセッションIDを使用する次の操作でNFS4ERR_BADSESSIONを返すことにより、リクエスタにセッションが失われたことを示します。
After an event like a server restart, the client may have lost its connections. The client assumes for the moment that the session has not been lost. It reconnects, and if it specified connection association enforcement when the session was created, it invokes BIND_CONN_TO_SESSION using the session ID. Otherwise, it invokes SEQUENCE. If BIND_CONN_TO_SESSION or SEQUENCE returns NFS4ERR_BADSESSION, the client knows the session is not available to it when communicating with that network address. If the connection survives session loss, then the next SEQUENCE operation the client sends over the connection will get back NFS4ERR_BADSESSION. The client again knows the session was lost.
サーバーの再起動などのイベントの後、クライアントが接続を失った可能性があります。クライアントは、セッションが失われていないことを想定しています。再接続し、セッションの作成時に接続の関連付けの強制を指定した場合は、セッションIDを使用してBIND_CONN_TO_SESSIONを呼び出します。それ以外の場合は、SEQUENCEを呼び出します。 BIND_CONN_TO_SESSIONまたはSEQUENCEがNFS4ERR_BADSESSIONを返す場合、クライアントは、そのネットワークアドレスと通信しているときにセッションが利用できないことを認識しています。接続がセッション損失に耐えた場合、クライアントが接続を介して送信する次のSEQUENCE操作はNFS4ERR_BADSESSIONを返します。クライアントは、セッションが失われたことを再度認識します。
Here is one suggested algorithm for the client when it gets NFS4ERR_BADSESSION. It is not obligatory in that, if a client does not want to take advantage of such features as trunking, it may omit parts of it. However, it is a useful example that draws attention to various possible recovery issues:
クライアントがNFS4ERR_BADSESSIONを取得する際の推奨アルゴリズムを以下に示します。クライアントがトランキングなどの機能を利用したくない場合は、その一部を省略してもかまいません。ただし、これは、考えられるさまざまな回復の問題に注意を向ける有用な例です。
1. If the client has other connections to other server network addresses associated with the same session, attempt a COMPOUND with a single operation, SEQUENCE, on each of the other connections.
1. クライアントが同じセッションに関連付けられている他のサーバーネットワークアドレスへの他の接続を持っている場合は、他の各接続で単一の操作SEQUENCEを使用してCOMPOUNDを試行します。
2. If the attempts succeed, the session is still alive, and this is a strong indicator that the server's network address has moved. The client might send an EXCHANGE_ID on the connection that returned NFS4ERR_BADSESSION to see if there are opportunities for client ID trunking (i.e., the same client ID and so_major are returned). The client might use DNS to see if the moved network address was replaced with another, so that the performance and availability benefits of session trunking can continue.
2. 試行が成功した場合、セッションはまだ存続しており、これはサーバーのネットワークアドレスが移動したことを示す強力なインジケータです。クライアントは、NFS4ERR_BADSESSIONを返した接続でEXCHANGE_IDを送信して、クライアントIDトランキングの機会があるかどうかを確認します（つまり、同じクライアントIDとso_majorが返されます）。クライアントはDNSを使用して、移動されたネットワークアドレスが別のアドレスに置き換えられたかどうかを確認し、セッショントランキングのパフォーマンスと可用性のメリットを継続できるようにします。
3. If the SEQUENCE requests fail with NFS4ERR_BADSESSION, then the session no longer exists on any of the server network addresses for which the client has connections associated with that session ID. It is possible the session is still alive and available on other network addresses. The client sends an EXCHANGE_ID on all the connections to see if the server owner is still listening on those network addresses. If the same server owner is returned but a new client ID is returned, this is a strong indicator of a server restart. If both the same server owner and same client ID are returned, then this is a strong indication that the server did delete the session, and the client will need to send a CREATE_SESSION if it has no other sessions for that client ID. If a different server owner is returned, the client can use DNS to find other network addresses. If it does not, or if DNS does not find any other addresses for the server, then the client will be unable to provide NFSv4.1 service, and fatal errors should be returned to processes that were using the server. If the client is using a "mount" paradigm, unmounting the server is advised.
3. SEQUENCE要求がNFS4ERR_BADSESSIONで失敗した場合、そのセッションは、クライアントがそのセッションIDに関連付けられている接続を持つサーバーネットワークアドレスのいずれにも存在しません。セッションがまだ存続しており、他のネットワークアドレスで使用できる可能性があります。クライアントはすべての接続でEXCHANGE_IDを送信して、サーバーの所有者がそれらのネットワークアドレスをまだリッスンしているかどうかを確認します。同じサーバー所有者が返されたが、新しいクライアントIDが返された場合、これはサーバーの再起動の強力なインジケーターです。同じサーバー所有者と同じクライアントIDの両方が返された場合、これはサーバーがセッションを削除したことを強く示しており、そのクライアントIDに対して他のセッションがない場合、クライアントはCREATE_SESSIONを送信する必要があります。別のサーバー所有者が返された場合、クライアントはDNSを使用して他のネットワークアドレスを見つけることができます。そうでない場合、またはDNSがサーバーの他のアドレスを見つけられない場合、クライアントはNFSv4.1サービスを提供できず、サーバーを使用していたプロセスに致命的なエラーが返されます。クライアントが「マウント」パラダイムを使用している場合は、サーバーをアンマウントすることをお勧めします。
4. If the client knows of no other connections associated with the session ID and server network addresses that are, or have been, associated with the session ID, then the client can use DNS to find other network addresses. If it does not, or if DNS does not find any other addresses for the server, then the client will be unable to provide NFSv4.1 service, and fatal errors should be returned to processes that were using the server. If the client is using a "mount" paradigm, unmounting the server is advised.
4. クライアントが、セッションIDに関連付けられている、またはセッションIDに関連付けられている、または関連付けられているサーバーネットワークアドレスに他の接続がないことを知っている場合、クライアントはDNSを使用して他のネットワークアドレスを見つけることができます。そうでない場合、またはDNSがサーバーの他のアドレスを見つけられない場合、クライアントはNFSv4.1サービスを提供できず、サーバーを使用していたプロセスに致命的なエラーが返されます。クライアントが「マウント」パラダイムを使用している場合は、サーバーをアンマウントすることをお勧めします。
If there is a reconfiguration event that results in the same network address being assigned to servers where the eir_server_scope value is different, it cannot be guaranteed that a session ID generated by the first will be recognized as invalid by the first. Therefore, in managing server reconfigurations among servers with different server scope values, it is necessary to make sure that all clients have disconnected from the first server before effecting the reconfiguration. Nonetheless, clients should not assume that servers will always adhere to this requirement; clients MUST be prepared to deal with unexpected effects of server reconfigurations. Even where a session ID is inappropriately recognized as valid, it is likely either that the connection will not be recognized as valid or that a sequence value for a slot will not be correct. Therefore, when a client receives results indicating such unexpected errors, the use of EXCHANGE_ID to determine the current server configuration is RECOMMENDED.
eir_server_scopeの値が異なるサーバーに同じネットワークアドレスが割り当てられる結果となる再構成イベントがある場合、最初のセッションで生成されたセッションIDが最初のセッションで無効と認識されることは保証されません。したがって、サーバースコープの値が異なるサーバー間でサーバーの再構成を管理する場合、再構成を行う前に、すべてのクライアントが最初のサーバーから切断されていることを確認する必要があります。それにもかかわらず、クライアントは、サーバーが常にこの要件に準拠すると想定するべきではありません。クライアントは、サーバーの再構成の予期しない影響に対処できるように準備する必要があります。セッションIDが有効であると不適切に認識されている場合でも、接続が有効であると認識されないか、スロットのシーケンス値が正しくない可能性があります。したがって、クライアントがこのような予期しないエラーを示す結果を受け取った場合、現在のサーバー構成を判別するためのEXCHANGE_IDの使用が推奨されます。
A variation on the above is that after a server's network address moves, there is no NFSv4.1 server listening, e.g., no listener on port 2049. In this example, one of the following occur: the NFSv4 server returns NFS4ERR_MINOR_VERS_MISMATCH, the NFS server returns a PROG_MISMATCH error, the RPC listener on 2049 returns PROG_UNVAIL, or attempts to reconnect to the network address timeout. These SHOULD be treated as equivalent to SEQUENCE returning NFS4ERR_BADSESSION for these purposes.
上記のバリエーションは、サーバーのネットワークアドレスが移動した後、NFSv4.1サーバーがリッスンしていない、たとえばポート2049にリスナーがないなどです。この例では、NFSv4サーバーがNFS4ERR_MINOR_VERS_MISMATCHを返し、NFSサーバーがPROG_MISMATCHエラーを返すか、2049のRPCリスナーがPROG_UNVAILを返すか、ネットワークアドレスタイムアウトへの再接続を試みます。これらは、これらの目的でNFS4ERR_BADSESSIONを返すSEQUENCEと同等に扱われる必要があります（SHOULD）。
When the client detects session loss, it needs to call CREATE_SESSION to recover. Any non-idempotent operations that were in progress might have been performed on the server at the time of session loss. The client has no general way to recover from this.
クライアントがセッションの損失を検出すると、クライアントはCREATE_SESSIONを呼び出して回復する必要があります。進行中の非べき等でない操作は、セッションが失われたときにサーバー上で実行された可能性があります。クライアントには、これから回復する一般的な方法はありません。
Note that loss of session does not imply loss of byte-range lock, open, delegation, or layout state because locks, opens, delegations, and layouts are tied to the client ID and depend on the client ID, not the session. Nor does loss of byte-range lock, open, delegation, or layout state imply loss of session state, because the session depends on the client ID; loss of client ID however does imply loss of session, byte-range lock, open, delegation, and layout state. See Section 8.4.2. A session can survive a server restart, but lock recovery may still be needed.
ロック、オープン、委任、およびレイアウトはクライアントIDに関連付けられており、セッションではなくクライアントIDに依存しているため、セッションの喪失は、バイト範囲のロック、オープン、委任、またはレイアウト状態の喪失を意味しないことに注意してください。また、セッションがクライアントIDに依存しているため、バイト範囲のロック、オープン、委任、またはレイアウトの状態の損失は、セッション状態の損失を意味しません。ただし、クライアントIDの損失は、セッション、バイト範囲ロック、オープン、委任、およびレイアウト状態の損失を意味します。セクション8.4.2を参照してください。セッションはサーバーの再起動後も存続できますが、ロックの回復がまだ必要な場合があります。
It is possible that CREATE_SESSION will fail with NFS4ERR_STALE_CLIENTID (e.g., the server restarts and does not preserve client ID state). If so, the client needs to call EXCHANGE_ID, followed by CREATE_SESSION.
CREATE_SESSIONがNFS4ERR_STALE_CLIENTIDで失敗する可能性があります（たとえば、サーバーが再起動し、クライアントIDの状態が保持されない）。その場合、クライアントはEXCHANGE_IDを呼び出してから、CREATE_SESSIONを呼び出す必要があります。
The following events require server action to recover.
次のイベントを回復するには、サーバーアクションが必要です。
As described in Section 18.35, a restarted client sends EXCHANGE_ID in such a way that it causes the server to delete any sessions it had.
セクション18.35で説明されているように、再起動されたクライアントは、サーバーにセッションを削除させるような方法でEXCHANGE_IDを送信します。
If a client crashes and never comes back, it will never send EXCHANGE_ID with its old client owner. Thus, the server has session state that will never be used again. After an extended period of time, and if the server has resource constraints, it MAY destroy the old session as well as locking state.
クライアントがクラッシュして戻ってこない場合は、元のクライアント所有者にEXCHANGE_IDを送信することはありません。したがって、サーバーには、再び使用されることのないセッション状態があります。長期間経過した後、サーバーにリソースの制約がある場合は、古いセッションとロック状態が破棄される場合があります。
To the server, the extended network partition may be no different from a client crash with no restart (see Section 2.10.13.2.2). Unless the server can discern that there is a network partition, it is free to treat the situation as if the client has crashed permanently.
サーバーにとって、拡張ネットワークパーティションは、再起動なしのクライアントクラッシュと同じです（セクション2.10.13.2.2を参照）。サーバーがネットワークパーティションの存在を認識できない場合を除き、クライアントが永続的にクラッシュしたかのように状況を自由に扱うことができます。
If there were callback requests outstanding at the time of a connection loss, then the server MUST retry the requests, as described in Section 2.10.6.2. Note that it is not necessary to retry requests over a connection with the same source network address or the same destination network address as the lost connection. As long as the session ID, slot ID, and sequence ID in the retry match that of the original request, the callback target will recognize the request as a retry even if it did see the request prior to disconnect.
接続が失われたときに未解決のコールバック要求があった場合、セクション2.1.6.2で説明されているように、サーバーは要求を再試行する必要があります。失われた接続と同じ送信元ネットワークアドレスまたは同じ宛先ネットワークアドレスを持つ接続を介して要求を再試行する必要がないことに注意してください。再試行のセッションID、スロットID、シーケンスIDが元の要求のセッションID、スロットID、シーケンスIDと一致する限り、コールバックターゲットは、切断前に要求を確認した場合でも、その要求を再試行として認識します。
If the connection lost is the last one associated with the backchannel, then the server MUST indicate that in the sr_status_flags field of every SEQUENCE reply until the backchannel is re-established. There are two situations, each of which uses different status flags: no connectivity for the session's backchannel and no connectivity for any session backchannel of the client. See Section 18.46 for a description of the appropriate flags in sr_status_flags.
失われた接続がバックチャネルに関連付けられた最後の接続である場合、サーバーは、バックチャネルが再確立されるまで、すべてのSEQUENCE応答のsr_status_flagsフィールドでそのことを示さなければなりません（MUST）。 2つの状況があり、それぞれが異なるステータスフラグを使用します。セッションのバックチャネルへの接続がない場合と、クライアントのセッションバックチャネルへの接続がない場合です。 sr_status_flagsの適切なフラグの説明については、セクション18.46を参照してください。
The server SHOULD monitor when the number of RPCSEC_GSS handles assigned to the backchannel reaches one, and when that one handle is near expiry (i.e., between one and two periods of lease time), and indicate so in the sr_status_flags field of all SEQUENCE replies. The server MUST indicate when all of the backchannel's assigned RPCSEC_GSS handles have expired via the sr_status_flags field of all SEQUENCE replies.
サーバーは、バックチャネルに割り当てられたRPCSEC_GSSハンドルの数が1に達したとき、およびその1ハンドルが満了に近づいたとき（つまり、リース期間の1と2の間）を監視し、すべてのSEQUENCE応答のsr_status_flagsフィールドにそのことを示す必要があります（SHOULD）。サーバーは、すべてのSEQUENCE応答のsr_status_flagsフィールドを介して、バックチャネルに割り当てられたすべてのRPCSEC_GSSハンドルが期限切れになったことを示す必要があります。
A client and server can potentially be a non-pNFS implementation, a metadata server implementation, a data server implementation, or two or three types of implementations. The EXCHGID4_FLAG_USE_NON_PNFS, EXCHGID4_FLAG_USE_PNFS_MDS, and EXCHGID4_FLAG_USE_PNFS_DS flags (not mutually exclusive) are passed in the EXCHANGE_ID arguments and results to allow the client to indicate how it wants to use sessions created under the client ID, and to allow the server to indicate how it will allow the sessions to be used. See Section 13.1 for pNFS sessions considerations.
クライアントとサーバーは、非pNFS実装、メタデータサーバー実装、データサーバー実装、または2つか3つのタイプの実装になる可能性があります。 EXCHGID4_FLAG_USE_NON_PNFS、EXCHGID4_FLAG_USE_PNFS_MDS、およびEXCHGID4_FLAG_USE_PNFS_DSフラグ（相互に排他的ではない）は、EXCHANGE_ID引数と結果で渡され、クライアントがクライアントIDで作成されたセッションをどのように使用するかを示し、サーバーがどのようにサーバーを許可できるかを示します。使用するセッション。 pNFSセッションの考慮事項については、セクション13.1を参照してください。
The syntax and semantics to describe the data types of the NFSv4.1 protocol are defined in the XDR RFC 4506 [2] and RPC RFC 5531 [3] documents. The next sections build upon the XDR data types to define constants, types, and structures specific to this protocol. The full list of XDR data types is in [13].
NFSv4.1プロトコルのデータ型を記述するための構文とセマンティクスは、XDR RFC 4506 [2]およびRPC RFC 5531 [3]のドキュメントで定義されています。次のセクションでは、XDRデータ型に基づいて、このプロトコルに固有の定数、型、および構造を定義します。 XDRデータ型の完全なリストは[13]にあります。
const NFS4_FHSIZE = 128;
const NFS4_VERIFIER_SIZE = 8;
const NFS4_OPAQUE_LIMIT = 1024;
const NFS4_SESSIONID_SIZE = 16;
const NFS4_INT64_MAX = 0x7fffffffffffffff;
const NFS4_UINT64_MAX = 0xffffffffffffffff;
const NFS4_INT32_MAX = 0x7fffffff;
const NFS4_UINT32_MAX = 0xffffffff;
const NFS4_MAXFILELEN = 0xffffffffffffffff;
const NFS4_MAXFILEOFF = 0xfffffffffffffffe;
Except where noted, all these constants are defined in bytes.
特に記載のない限り、これらの定数はすべてバイト単位で定義されています。
o NFS4_FHSIZE is the maximum size of a filehandle.
o NFS4_FHSIZEは、ファイルハンドルの最大サイズです。
o NFS4_VERIFIER_SIZE is the fixed size of a verifier.
o NFS4_VERIFIER_SIZEは、ベリファイアの固定サイズです。
o NFS4_OPAQUE_LIMIT is the maximum size of certain opaque information.
o NFS4_OPAQUE_LIMITは、特定の不透明な情報の最大サイズです。
o NFS4_SESSIONID_SIZE is the fixed size of a session identifier.
o NFS4_SESSIONID_SIZEは、セッション識別子の固定サイズです。
o NFS4_INT64_MAX is the maximum value of a signed 64-bit integer.
o NFS4_INT64_MAXは、符号付き64ビット整数の最大値です。
o NFS4_UINT64_MAX is the maximum value of an unsigned 64-bit integer.
o NFS4_UINT64_MAXは、符号なし64ビット整数の最大値です。
o NFS4_INT32_MAX is the maximum value of a signed 32-bit integer.
o NFS4_INT32_MAXは、符号付き32ビット整数の最大値です。
o NFS4_UINT32_MAX is the maximum value of an unsigned 32-bit integer.
o NFS4_UINT32_MAXは、符号なし32ビット整数の最大値です。
o NFS4_MAXFILELEN is the maximum length of a regular file.
o NFS4_MAXFILELENは、通常のファイルの最大長です。
o NFS4_MAXFILEOFF is the maximum offset into a regular file.
o NFS4_MAXFILEOFFは、通常のファイルへの最大オフセットです。
These are the base NFSv4.1 data types.
これらは、基本のNFSv4.1データ型です。
+---------------+---------------------------------------------------+
| Data Type | Definition |
+---------------+---------------------------------------------------+
| int32_t | typedef int int32_t; |
| uint32_t | typedef unsigned int uint32_t; |
| int64_t | typedef hyper int64_t; |
| uint64_t | typedef unsigned hyper uint64_t; |
| attrlist4 | typedef opaque attrlist4<>; |
| | Used for file/directory attributes. |
| bitmap4 | typedef uint32_t bitmap4<>; |
| | Used in attribute array encoding. |
| changeid4 | typedef uint64_t changeid4; |
| | Used in the definition of change_info4. |
| clientid4 | typedef uint64_t clientid4; |
| | Shorthand reference to client identification. |
| count4 | typedef uint32_t count4; |
| | Various count parameters (READ, WRITE, COMMIT). |
| length4 | typedef uint64_t length4; |
| | The length of a byte-range within a file. |
| mode4 | typedef uint32_t mode4; |
| | Mode attribute data type. |
| nfs_cookie4 | typedef uint64_t nfs_cookie4; |
| | Opaque cookie value for READDIR. |
| nfs_fh4 | typedef opaque nfs_fh4<NFS4_FHSIZE>; |
| | Filehandle definition. |
| nfs_ftype4 | enum nfs_ftype4; |
| | Various defined file types. |
| nfsstat4 | enum nfsstat4; |
| | Return value for operations. |
| offset4 | typedef uint64_t offset4; |
| | Various offset designations (READ, WRITE, LOCK, |
| | COMMIT). |
| qop4 | typedef uint32_t qop4; |
| | Quality of protection designation in SECINFO. |
| sec_oid4 | typedef opaque sec_oid4<>; |
| | Security Object Identifier. The sec_oid4 data |
| | type is not really opaque. Instead, it contains |
| | an ASN.1 OBJECT IDENTIFIER as used by GSS-API in |
| | the mech_type argument to GSS_Init_sec_context. |
| | See [7] for details. |
| sequenceid4 | typedef uint32_t sequenceid4; |
| | Sequence number used for various session |
| | operations (EXCHANGE_ID, CREATE_SESSION, |
| | SEQUENCE, CB_SEQUENCE). |
| seqid4 | typedef uint32_t seqid4; |
| | Sequence identifier used for locking. |
| sessionid4 | typedef opaque sessionid4[NFS4_SESSIONID_SIZE]; |
| | Session identifier. |
| slotid4 | typedef uint32_t slotid4; |
| | Sequencing artifact for various session |
| | operations (SEQUENCE, CB_SEQUENCE). |
| utf8string | typedef opaque utf8string<>; |
| | UTF-8 encoding for strings. |
| utf8str_cis | typedef utf8string utf8str_cis; |
| | Case-insensitive UTF-8 string. |
| utf8str_cs | typedef utf8string utf8str_cs; |
| | Case-sensitive UTF-8 string. |
| utf8str_mixed | typedef utf8string utf8str_mixed; |
| | UTF-8 strings with a case-sensitive prefix and a |
| | case-insensitive suffix. |
| component4 | typedef utf8str_cs component4; |
| | Represents pathname components. |
| linktext4 | typedef utf8str_cs linktext4; |
| | Symbolic link contents ("symbolic link" is |
| | defined in an Open Group [Section 3.372 of Chapter 3 of Base Definitions of The Open Group Base Specifications Issue 6 IEEE Std 1003.1, 2004 Edition, HTML Version (www.opengroup.org), ISBN 1931624232"">14] standard). |
| pathname4 | typedef component4 pathname4<>; |
| | Represents pathname for fs_locations. |
| verifier4 | typedef opaque verifier4[NFS4_VERIFIER_SIZE]; |
| | Verifier used for various operations (COMMIT, |
| | CREATE, EXCHANGE_ID, OPEN, READDIR, WRITE) |
| | NFS4_VERIFIER_SIZE is defined as 8. |
+---------------+---------------------------------------------------+
End of Base Data Types
基本データ型の終わり
Table 1
表1
struct nfstime4 {
int64_t seconds;
uint32_t nseconds;
};
The nfstime4 data type gives the number of seconds and nanoseconds since midnight or zero hour January 1, 1970 Coordinated Universal Time (UTC). Values greater than zero for the seconds field denote dates after the zero hour January 1, 1970. Values less than zero for the seconds field denote dates before the zero 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 zero hour January 1, 1970, the seconds field would have a value of negative one (-1) and the nseconds field would have a value of one-half second (500000000). Values greater than 999,999,999 for nseconds are invalid.
nfstime4データ型は、1970年1月1日の午前0時またはゼロ時からの秒数およびナノ秒数を示します。協定世界時（UTC）。秒フィールドのゼロより大きい値は、1970年1月1日のゼロ時より後の日付を示します。秒フィールドのゼロより小さい値は、1970年1月1日のゼロ時より前の日付を示します。どちらの場合も、n秒フィールドが追加されます。最終時刻表現の秒フィールド。たとえば、表現される時間が1970年1月1日の0時間前の0.5秒である場合、秒フィールドの値は負の1（-1）になり、n秒フィールドの値は0.5秒（ 500000000）。 n秒の999,999,999より大きい値は無効です。
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 less than defined, loss of precision can occur. An adjunct time maintenance protocol is RECOMMENDED to reduce client and server time skew.
このデータ型は、日時情報を渡すために使用されます。サーバーは、時間値を処理するときに、時間のローカル表現との間で変換を行い、可能な限り正確さを維持します。ファイルシステムオブジェクトに格納されているタイムスタンプの精度が定義されている精度よりも低い場合、精度が失われる可能性があります。付属の時間保守プロトコルは、クライアントとサーバーの時間のずれを減らすために推奨されています。
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;
};
The time_how4 and settime4 data types are used for setting timestamps in file object attributes. If set_it is SET_TO_SERVER_TIME4, then the server uses its local representation of time for the time value.
time_how4およびsettime4データ型は、ファイルオブジェクト属性でタイムスタンプを設定するために使用されます。 set_itがSET_TO_SERVER_TIME4の場合、サーバーは時間の値としてローカルの時間表現を使用します。
struct specdata4 {
uint32_t specdata1; /* major device number */
uint32_t specdata2; /* minor device number */
};
This data type represents the device numbers for the device file types NF4CHR and NF4BLK.
このデータタイプは、デバイスファイルタイプNF4CHRおよびNF4BLKのデバイス番号を表します。
struct fsid4 {
uint64_t major;
uint64_t minor;
};
struct change_policy4 {
uint64_t cp_major;
uint64_t cp_minor;
};
The change_policy4 data type is used for the change_policy RECOMMENDED attribute. It provides change sequencing indication analogous to the change attribute. To enable the server to present a value valid across server re-initialization without requiring persistent storage, two 64-bit quantities are used, allowing one to be a server instance ID and the second to be incremented non-persistently, within a given server instance.
change_policy4データ型は、change_policy RECOMMENDED属性に使用されます。これは、変更属性に類似した変更順序指示を提供します。サーバーが永続的なストレージを必要とせずにサーバーの再初期化全体で有効な値を提示できるようにするために、2つの64ビット数量が使用されます。 。
struct fattr4 {
bitmap4 attrmask;
attrlist4 attr_vals;
};
The fattr4 data type is used to represent file and directory attributes.
fattr4データ型は、ファイルとディレクトリの属性を表すために使用されます。
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、ビット値を含めるために使用される32ビット整数のカウントされた配列です。ビットnを含む配列内の整数の位置は、式（n / 32）から計算でき、その整数内のビットは（n mod 32）です。
0 1
+-----------+-----------+-----------+--
| count | 31 .. 0 | 63 .. 32 |
+-----------+-----------+-----------+--
struct change_info4 {
bool atomic;
changeid4 before;
changeid4 after;
};
This data type is used with the CREATE, LINK, OPEN, REMOVE, and RENAME operations to let the client know the value of the change attribute for the directory in which the target file system object resides.
このデータ型はCREATE、LINK、OPEN、REMOVE、およびRENAME操作で使用され、ターゲットファイルシステムオブジェクトが存在するディレクトリの変更属性の値をクライアントに通知します。
struct netaddr4 {
/* see struct rpcb in RFC 1833 */
string na_r_netid<>; /* network id */
string na_r_addr<>; /* universal address */
};
The netaddr4 data type is used to identify network transport endpoints. The r_netid and r_addr fields respectively contain a netid and uaddr. The netid and uaddr concepts are defined in [15]. The netid and uaddr formats for TCP over IPv4 and TCP over IPv6 are defined in [15], specifically Tables 2 and 3 and Sections 5.2.3.3 and 5.2.3.4.
netaddr4データ型は、ネットワーク転送エンドポイントを識別するために使用されます。 r_netidおよびr_addrフィールドには、それぞれnetidおよびuaddrが含まれています。 netidとuaddrの概念は[15]で定義されています。 TCP over IPv4およびTCP over IPv6のnetidおよびuaddr形式は、[15]で定義されています。具体的には、表2および3とセクション5.2.3.3および5.2.3.4です。
struct state_owner4 {
clientid4 clientid;
opaque owner<NFS4_OPAQUE_LIMIT>;
};
typedef state_owner4 open_owner4;
typedef state_owner4 lock_owner4;
The state_owner4 data type is the base type for the open_owner4 (Section 3.3.10.1) and lock_owner4 (Section 3.3.10.2).
state_owner4データ型は、open_owner4（セクション3.3.10.1）およびlock_owner4（セクション3.3.10.2）の基本タイプです。
This data type is used to identify the owner of OPEN state.
このデータ型は、OPEN状態の所有者を識別するために使用されます。
This structure is used to identify the owner of byte-range locking state.
この構造は、バイト範囲ロック状態の所有者を識別するために使用されます。
struct open_to_lock_owner4 {
seqid4 open_seqid;
stateid4 open_stateid;
seqid4 lock_seqid;
lock_owner4 lock_owner;
};
This data type is used for the first LOCK operation done for an open_owner4. It provides both the open_stateid and lock_owner, such that the transition is made from a valid open_stateid sequence to that of the new lock_stateid sequence. Using this mechanism avoids the confirmation of the lock_owner/lock_seqid pair since it is tied to established state in the form of the open_stateid/open_seqid.
このデータ型は、open_owner4に対して実行される最初のLOCK操作に使用されます。有効なopen_stateidシーケンスから新しいlock_stateidシーケンスへの移行が行われるように、open_stateidとlock_ownerの両方を提供します。このメカニズムを使用すると、open_stateid / open_seqidの形式で確立された状態に関連付けられるため、lock_owner / lock_seqidペアの確認が回避されます。
struct stateid4 {
uint32_t seqid;
opaque other[12];
};
This data type is used for the various state sharing mechanisms between the client and server. The client never modifies a value of data type stateid. The starting value of the "seqid" field is undefined. The server is required to increment the "seqid" field by one at each transition of the stateid. This is important since the client will inspect the seqid in OPEN stateids to determine the order of OPEN processing done by the server.
このデータ型は、クライアントとサーバー間のさまざまな状態共有メカニズムに使用されます。クライアントがデータ型stateidの値を変更することはありません。 「seqid」フィールドの開始値は未定義です。サーバーは、stateidの遷移ごとに「seqid」フィールドを1つずつ増やす必要があります。クライアントはOPENステートIDのseqidを検査して、サーバーが行うOPEN処理の順序を決定するため、これは重要です。
enum layouttype4 {
LAYOUT4_NFSV4_1_FILES = 0x1,
LAYOUT4_OSD2_OBJECTS = 0x2,
LAYOUT4_BLOCK_VOLUME = 0x3
};
This data type indicates what type of layout is being used. The file server advertises the layout types it supports through the fs_layout_type file system attribute (Section 5.12.1). A client asks for layouts of a particular type in LAYOUTGET, and processes those layouts in its layout-type-specific logic.
このデータタイプは、使用されているレイアウトのタイプを示します。ファイルサーバーは、fs_layout_typeファイルシステム属性（5.12.1節）を介して、サポートするレイアウトタイプを通知します。クライアントは、LAYOUTGETで特定のタイプのレイアウトを要求し、それらのレイアウトをレイアウトタイプ固有のロジックで処理します。
The layouttype4 data type is 32 bits in length. The range represented by the layout type is split into three parts. Type 0x0 is reserved. Types within the range 0x00000001-0x7FFFFFFF are globally unique and are assigned according to the description in Section 22.4; they are maintained by IANA. Types within the range 0x80000000-0xFFFFFFFF are site specific and for private use only.
layouttype4データ型は32ビット長です。レイアウトタイプによって表される範囲は3つの部分に分割されます。タイプ0x0は予約されています。 0x00000001-0x7FFFFFFFの範囲内のタイプはグローバルに一意であり、セクション22.4の説明に従って割り当てられます。それらはIANAによって維持されます。 0x80000000-0xFFFFFFFFの範囲内のタイプはサイト固有であり、私的使用のみを目的としています。
The LAYOUT4_NFSV4_1_FILES enumeration specifies that the NFSv4.1 file layout type, as defined in Section 13, is to be used. The LAYOUT4_OSD2_OBJECTS enumeration specifies that the object layout, as defined in [40], is to be used. Similarly, the LAYOUT4_BLOCK_VOLUME enumeration specifies that the block/volume layout, as defined in [41], is to be used.
LAYOUT4_NFSV4_1_FILES列挙は、セクション13で定義されているNFSv4.1ファイルレイアウトタイプが使用されることを指定します。 LAYOUT4_OSD2_OBJECTS列挙は、[40]で定義されているオブジェクトレイアウトを使用することを指定します。同様に、LAYOUT4_BLOCK_VOLUME列挙は、[41]で定義されているブロック/ボリュームレイアウトが使用されることを指定します。
const NFS4_DEVICEID4_SIZE = 16;
const NFS4_DEVICEID4_SIZE = 16;
typedef opaque deviceid4[NFS4_DEVICEID4_SIZE];
typedef opaque deviceid4 [NFS4_DEVICEID4_SIZE];
Layout information includes device IDs that specify a storage device through a compact handle. Addressing and type information is obtained with the GETDEVICEINFO operation. Device IDs are not guaranteed to be valid across metadata server restarts. A device ID is unique per client ID and layout type. See Section 12.2.10 for more details.
レイアウト情報には、コンパクトハンドルを介してストレージデバイスを指定するデバイスIDが含まれます。アドレス指定とタイプ情報は、GETDEVICEINFO操作で取得されます。デバイスIDは、メタデータサーバーの再起動後も有効であるとは限りません。デバイスIDは、クライアントIDとレイアウトタイプごとに一意です。詳細については、セクション12.2.10を参照してください。
struct device_addr4 {
layouttype4 da_layout_type;
opaque da_addr_body<>;
};
The device address is used to set up a communication channel with the storage device. Different layout types will require different data types to define how they communicate with storage devices. The opaque da_addr_body field is interpreted based on the specified da_layout_type field.
デバイスアドレスは、ストレージデバイスとの通信チャネルをセットアップするために使用されます。レイアウトタイプが異なれば、ストレージデバイスとの通信方法を定義するために異なるデータタイプが必要になります。不透明なda_addr_bodyフィールドは、指定されたda_layout_typeフィールドに基づいて解釈されます。
This document defines the device address for the NFSv4.1 file layout (see Section 13.3), which identifies a storage device by network IP address and port number. This is sufficient for the clients to communicate with the NFSv4.1 storage devices, and may be sufficient for other layout types as well. Device types for object-based storage devices and block storage devices (e.g., Small Computer System Interface (SCSI) volume labels) are defined by their respective layout specifications.
このドキュメントでは、ネットワークIPアドレスとポート番号によってストレージデバイスを識別するNFSv4.1ファイルレイアウト（セクション13.3を参照）のデバイスアドレスを定義します。これは、クライアントがNFSv4.1ストレージデバイスと通信するのに十分であり、他のレイアウトタイプにも十分な場合があります。オブジェクトベースのストレージデバイスとブロックストレージデバイスのデバイスタイプ（SCSI（Small Computer System Interface）ボリュームラベルなど）は、それぞれのレイアウト仕様によって定義されます。
struct layout_content4 {
layouttype4 loc_type;
opaque loc_body<>;
};
The loc_body field is interpreted based on the layout type (loc_type). This document defines the loc_body for the NFSv4.1 file layout type; see Section 13.3 for its definition.
loc_bodyフィールドは、レイアウトタイプ（loc_type）に基づいて解釈されます。このドキュメントでは、NFSv4.1ファイルレイアウトタイプのloc_bodyを定義しています。その定義については、セクション13.3を参照してください。
struct layout4 {
offset4 lo_offset;
length4 lo_length;
layoutiomode4 lo_iomode;
layout_content4 lo_content;
};
The layout4 data type defines a layout for a file. The layout type specific data is opaque within lo_content. Since layouts are sub-dividable, the offset and length together with the file's filehandle, the client ID, iomode, and layout type identify the layout.
layout4データ型は、ファイルのレイアウトを定義します。レイアウトタイプ固有のデータは、lo_content内では不透明です。レイアウトは分割可能であるため、オフセットと長さ、およびファイルのファイルハンドル、クライアントID、iomode、およびレイアウトタイプによってレイアウトが識別されます。
struct layoutupdate4 {
layouttype4 lou_type;
opaque lou_body<>;
};
The layoutupdate4 data type is used by the client to return updated layout information to the metadata server via the LAYOUTCOMMIT (Section 18.42) operation. This data type provides a channel to pass layout type specific information (in field lou_body) back to the metadata server. For example, for the block/volume layout type, this could include the list of reserved blocks that were written. The contents of the opaque lou_body argument are determined by the layout type. The NFSv4.1 file-based layout does not use this data type; if lou_type is LAYOUT4_NFSV4_1_FILES, the lou_body field MUST have a zero length.
クライアントは、layoutupdate4データ型を使用して、LAYOUTCOMMIT（セクション18.42）操作を介して、更新されたレイアウト情報をメタデータサーバーに返します。このデータ型は、レイアウト型固有の情報（フィールドlou_body）をメタデータサーバーに渡すためのチャネルを提供します。たとえば、ブロック/ボリュームレイアウトタイプの場合、これには、書き込まれた予約済みブロックのリストを含めることができます。不透明なlou_body引数の内容は、レイアウトタイプによって決まります。 NFSv4.1ファイルベースのレイアウトはこのデータ型を使用しません。 lou_typeがLAYOUT4_NFSV4_1_FILESの場合、lou_bodyフィールドの長さはゼロでなければなりません。
struct layouthint4 {
layouttype4 loh_type;
opaque loh_body<>;
};
The layouthint4 data type is used by the client to pass in a hint about the type of layout it would like created for a particular file. It is the data type specified by the layout_hint attribute described in Section 5.12.4. The metadata server may ignore the hint or may selectively ignore fields within the hint. This hint should be provided at create time as part of the initial attributes within OPEN. The loh_body field is specific to the type of layout (loh_type). The NFSv4.1 file-based layout uses the nfsv4_1_file_layouthint4 data type as defined in Section 13.3.
クライアントは、layouthint4データ型を使用して、特定のファイルに対して作成するレイアウトのタイプに関するヒントを渡します。これは、5.12.4項で説明されているlayout_hint属性で指定されたデータ型です。メタデータサーバーはヒントを無視するか、ヒント内のフィールドを選択的に無視します。このヒントは、OPEN内の初期属性の一部として作成時に提供する必要があります。 loh_bodyフィールドは、レイアウトのタイプ（loh_type）に固有です。 NFSv4.1ファイルベースのレイアウトでは、セクション13.3で定義されているnfsv4_1_file_layouthint4データ型を使用します。
enum layoutiomode4 {
LAYOUTIOMODE4_READ = 1,
LAYOUTIOMODE4_RW = 2,
LAYOUTIOMODE4_ANY = 3
};
The iomode specifies whether the client intends to just read or both read and write the data represented by the layout. While the LAYOUTIOMODE4_ANY iomode MUST NOT be used in the arguments to the LAYOUTGET operation, it MAY be used in the arguments to the LAYOUTRETURN and CB_LAYOUTRECALL operations. The LAYOUTIOMODE4_ANY iomode specifies that layouts pertaining to both LAYOUTIOMODE4_READ and LAYOUTIOMODE4_RW iomodes are being returned or recalled, respectively. The metadata server's use of the iomode may depend on the layout type being used. The storage devices MAY validate I/O accesses against the iomode and reject invalid accesses.
iomodeは、クライアントがレイアウトで表されるデータを読み取るだけか、読み取りと書き込みの両方を行うかを指定します。 LAYOUTIOMODE4_ANY iomodeは、LAYOUTGET操作の引数で使用してはなりませんが、LAYOUTRETURNおよびCB_LAYOUTRECALL操作の引数で使用できます。 LAYOUTIOMODE4_ANY iomodeは、LAYOUTIOMODE4_READとLAYOUTIOMODE4_RW iomodeの両方に関連するレイアウトがそれぞれ返されるか再呼び出しされることを指定します。メタデータサーバーによるiomodeの使用は、使用されているレイアウトタイプによって異なる場合があります。ストレージデバイスは、I / Oアクセスをiomodeに対して検証し、無効なアクセスを拒否する場合があります。
struct nfs_impl_id4 {
utf8str_cis nii_domain;
utf8str_cs nii_name;
nfstime4 nii_date;
};
This data type is used to identify client and server implementation details. The nii_domain field is the DNS domain name with which the implementor is associated. The nii_name field is the product name of the implementation and is completely free form. It is RECOMMENDED that the nii_name be used to distinguish machine architecture, machine platforms, revisions, versions, and patch levels. The nii_date field is the timestamp of when the software instance was published or built.
このデータ型は、クライアントとサーバーの実装の詳細を識別するために使用されます。 nii_domainフィールドは、実装者が関連付けられているDNSドメイン名です。 nii_nameフィールドは実装の製品名であり、完全に自由な形式です。マシンのアーキテクチャ、マシンのプラットフォーム、リビジョン、バージョン、パッチレベルを区別するためにnii_nameを使用することをお勧めします。 nii_dateフィールドは、ソフトウェアインスタンスが公開またはビルドされたときのタイムスタンプです。
struct threshold_item4 {
layouttype4 thi_layout_type;
bitmap4 thi_hintset;
opaque thi_hintlist<>;
};
This data type contains a list of hints specific to a layout type for helping the client determine when it should send I/O directly through the metadata server versus the storage devices. The data type consists of the layout type (thi_layout_type), a bitmap (thi_hintset) describing the set of hints supported by the server (they may differ based on the layout type), and a list of hints (thi_hintlist) whose content is determined by the hintset bitmap. See the mdsthreshold attribute for more details.
このデータ型には、クライアントがメタデータサーバーとストレージデバイスのどちらを介してI / Oを直接送信する必要があるかをクライアントが判断するのに役立つ、レイアウトタイプに固有のヒントのリストが含まれています。データ型は、レイアウトタイプ（thi_layout_type）、サーバーがサポートするヒントのセットを記述するビットマップ（thi_hintset）（レイアウトタイプによって異なる場合があります）、および内容が次のように決定されるヒントのリスト（thi_hintlist）で構成されます。ヒントセットビットマップ。詳細については、mdsthreshold属性を参照してください。
The thi_hintset field is a bitmap of the following values:
thi_hintsetフィールドは、次の値のビットマップです。
+-------------------------+---+---------+---------------------------+
| name | # | Data | Description |
| | | Type | |
+-------------------------+---+---------+---------------------------+
| threshold4_read_size | 0 | length4 | If a file's length is |
| | | | less than the value of |
| | | | threshold4_read_size, |
| | | | then it is RECOMMENDED |
| | | | that the client read from |
| | | | the file via the MDS and |
| | | | not a storage device. |
| threshold4_write_size | 1 | length4 | If a file's length is |
| | | | less than the value of |
| | | | threshold4_write_size, |
| | | | then it is RECOMMENDED |
| | | | that the client write to |
| | | | the file via the MDS and |
| | | | not a storage device. |
| threshold4_read_iosize | 2 | length4 | For read I/O sizes below |
| | | | this threshold, it is |
| | | | RECOMMENDED to read data |
| | | | through the MDS. |
| threshold4_write_iosize | 3 | length4 | For write I/O sizes below |
| | | | this threshold, it is |
| | | | RECOMMENDED to write data |
| | | | through the MDS. |
+-------------------------+---+---------+---------------------------+
struct mdsthreshold4 {
threshold_item4 mth_hints<>;
};
This data type holds an array of elements of data type threshold_item4, each of which is valid for a particular layout type. An array is necessary because a server can support multiple layout types for a single file.
このデータ型は、データ型threshold_item4の要素の配列を保持します。各要素は、特定のレイアウトタイプに対して有効です。サーバーは1つのファイルに対して複数のレイアウトタイプをサポートできるため、配列が必要です。
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.
NFSプロトコルのファイルハンドルは、ファイルシステムオブジェクトのサーバーごとの一意の識別子です。ファイルハンドルの内容はクライアントに対して不透明です。したがって、サーバーはファイルハンドルをファイルシステムオブジェクトの内部表現に変換する必要があります。
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 NFSv3 protocol (RFC 1813 [31]), 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 pathname to a filehandle, which can then be used by the NFS protocols.
NFSプロトコルの操作は、1つ以上のファイルハンドルで定義されます。したがって、クライアントはサーバーとの通信を開始するためにファイルハンドルを必要とします。 NFSv3プロトコル（RFC 1813 [31]）では、この最初のファイルハンドルを取得するための補助的なプロトコルが存在します。 MOUNTプロトコル、RPCプログラム番号100005は、文字列ベースのファイルシステムパス名をファイルハンドルに変換するメカニズムを提供します。これは、NFSプロトコルで使用できます。
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 RFC 2054 [42] and RFC 2055 [43]. With the use of the public filehandle in combination with the LOOKUP operation in the NFSv3 protocol, it has been demonstrated that the MOUNT protocol is unnecessary for viable interaction between NFS client and server.
MOUNTプロトコルには、セキュリティおよびファイアウォール経由の使用の分野での欠点があります。これは、パブリックファイルハンドルの使用がRFC 2054 [42]およびRFC 2055 [43]で導入された1つの理由です。 NFSv3プロトコルのLOOKUP操作と組み合わせてパブリックファイルハンドルを使用すると、NFSクライアントとサーバー間の実行可能な対話にはMOUNTプロトコルが不要であることが実証されています。
Therefore, the NFSv4.1 protocol will not use an ancillary protocol for translation from string-based pathnames to a filehandle. Two special filehandles will be used as starting points for the NFS client.
したがって、NFSv4.1プロトコルは、文字列ベースのパス名からファイルハンドルへの変換に補助プロトコルを使用しません。 NFSクライアントの開始点として、2つの特別なファイルハンドルが使用されます。
The first of the special filehandles is the ROOT filehandle. The ROOT filehandle is the "conceptual" root of the file system namespace 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 operation. A complete discussion of the server namespace is in Section 7.
最初の特別なファイルハンドルはROOTファイルハンドルです。 ROOTファイルハンドルは、NFSサーバーでのファイルシステム名前空間の「概念的な」ルートです。クライアントは、PUTROOTFH操作を使用して、ROOTファイルハンドルを使用するか、ROOTファイルハンドルで開始します。 PUTROOTFH操作は、「現在の」ファイルハンドルをサーバーのファイルツリーのROOTに設定するようサーバーに指示します。このPUTROOTFH操作を使用すると、クライアントはLOOKUP操作を使用してサーバーのファイルツリー全体をトラバースできます。サーバーの名前空間の詳細については、セクション7を参照してください。
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. The client uses the PUBLIC filehandle via the PUTPUBFH operation.
2番目の特別なファイルハンドルはPUBLICファイルハンドルです。 ROOTファイルハンドルとは異なり、PUBLICファイルハンドルはバインドされるか、サーバーで任意のファイルシステムオブジェクトを表す場合があります。サーバーはこのバインディングを担当します。 PUBLICファイルハンドルとROOTファイルハンドルが同じファイルシステムオブジェクトを参照している可能性があります。ただし、PUBLICファイルハンドルとサーバーファイルシステムオブジェクトのバインディングを定義するのは、サーバーの管理ソフトウェアとサーバー管理者のポリシー次第です。クライアントは、このバインディングについて何も想定していません。クライアントは、PUTPUBFH操作を介してPUBLICファイルハンドルを使用します。
In the NFSv3 protocol, there was one type of filehandle with a single set of semantics. This type of filehandle is termed "persistent" in NFSv4.1. The semantics of a persistent filehandle remain the same as before. A new type of filehandle introduced in NFSv4.1 is the "volatile" filehandle, which attempts to accommodate certain server environments.
NFSv3プロトコルでは、単一のセマンティクスのセットを持つ1種類のファイルハンドルがありました。このタイプのファイルハンドルは、NFSv4.1では「永続的」と呼ばれています。永続ファイルハンドルのセマンティクスは以前と同じままです。 NFSv4.1で導入された新しいタイプのファイルハンドルは、「揮発性」ファイルハンドルで、特定のサーバー環境に対応しようとします。
The volatile filehandle type was introduced to address server functionality or implementation issues that 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.
揮発性ファイルハンドルタイプは、永続ファイルハンドルの正しい実装を実行不可能にするサーバーの機能または実装の問題に対処するために導入されました。一部のサーバー環境では、永続的なファイルハンドルを構築するために使用できるファイルシステムレベルの不変条件を提供していません。基盤となるサーバーファイルシステムが不変条件を提供していないか、サーバーのファイルシステムプログラミングインターフェイスが必要な不変条件へのアクセスを提供していない可能性があります。揮発性ファイルハンドルにより、階層ストレージ管理やファイルシステムの再編成や移行などのサーバー機能の実装が容易になる場合があります。ただし、揮発性ファイルハンドルは、クライアントの実装負担を増やします。
Since the client will need to handle persistent and volatile filehandles differently, a file attribute is defined that may be used by the client to determine the filehandle types being returned by the server.
クライアントは永続的なファイルハンドルと揮発性のファイルハンドルを別々に処理する必要があるため、サーバーが返すファイルハンドルのタイプを決定するためにクライアントが使用できるファイル属性が定義されています。
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. 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 that might cause incorrect behavior. Further discussion of filehandle and attribute comparison in the context of data caching is presented in Section 10.3.4.
ファイルハンドルには、サーバーが個々のファイルを区別するために必要なすべての情報が含まれています。クライアントにとって、ファイルハンドルは不透明です。クライアントは、後の要求で使用するためにファイルハンドルを格納し、バイトごとの比較を行うことにより、同じサーバーからの2つのファイルハンドルが等しいかどうかを比較できます。ただし、クライアントはファイルハンドルの内容を別の方法で解釈してはなりません（MUST NOT）。同じサーバーからの2つのファイルハンドルが等しい場合、それらは同じファイルを参照する必要があります。サーバーは、ファイルハンドルとファイル間の1対1の対応を維持するように努めるべきですが、これは必須ではありません。クライアントは、正しい動作ではなく、パフォーマンスを向上させるためにのみファイルハンドル比較を使用する必要があります。すべてのクライアントは、2つのファイルハンドルが同じオブジェクトを示しているかどうかを判断できない状況に備える必要があります。そのような場合は、不正な動作を引き起こす可能性のある無効な仮定を行わないでください。データキャッシュのコンテキストでのファイルハンドルと属性比較の詳細については、セクション10.3.4で説明します。
As an example, in the case that two different pathnames 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 (see [Section 3.191 of Chapter 3 of Base Definitions of The Open Group Base Specifications Issue 6 IEEE Std 1003.1, 2004 Edition, HTML Version (www.opengroup.org), ISBN 1931624232"">6]) is used to create two file names that 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 pathnames' traversals.
例として、サーバーでトラバースしたときに2つの異なるパス名が同じファイルシステムオブジェクトで終了する場合、サーバーは各パスに対して同じファイルハンドルを返す必要があります（SHOULD）。これは、ハードリンク（[Open Group Base Specifications Issue 6 IEEE Std 1003.1、2004 Edition、HTML Version（www.opengroup.org）、ISBN 1931624232 ""> 6]の基本定義の第3章のセクション3.191を参照）の場合に発生する可能性があります。 ）を使用して、同じ基礎となるファイルオブジェクトと関連データを参照する2つのファイル名を作成します。たとえば、パス/ a / b / cと/ a / d / cが同じファイルを参照している場合、サーバーは両方のパス名のトラバーサルに対して同じファイルハンドルを返す必要があります（SHOULD）。
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, 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 filehandle as the old NFS server.
永続ファイルハンドルは、それが参照するファイルシステムオブジェクトの存続期間中、固定値を持つものとして定義されます。サーバーがファイルシステムオブジェクトのファイルハンドルを作成すると、サーバーはオブジェクトの存続期間中、オブジェクトの同じファイルハンドルを受け入れる必要があります。サーバーが再起動する場合、NFSサーバーはサーバーの以前のインスタンス化と同じファイルハンドル値を尊重する必要があります。同様に、ファイルシステムが移行される場合、新しいNFSサーバーは古いNFSサーバーと同じファイルハンドルを尊重する必要があります。
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 namespace (i.e., unmounted in a UNIX environment).
ファイルシステムオブジェクトが削除されると、永続ファイルハンドルは古くなるか無効になります。サーバーが、削除されたオブジェクトを参照する永続的なファイルハンドルを提示されると、NFS4ERR_STALEのエラーを返さなければなりません（MUST）。オブジェクトを含むファイルシステムが使用できなくなると、ファイルハンドルが古くなる場合があります。ファイルシステムがリムーバブルメディアに存在し、サーバーでメディアが利用できなくなった場合、またはファイルシステム全体が破壊された場合、またはファイルシステムがサーバーの名前空間から削除された場合（つまり、UNIXでマウント解除された場合）環境）。
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.
揮発性ファイルハンドルは、永続ファイルハンドルと同じ寿命特性を共有しません。サーバーは、揮発性ファイルハンドルが多くの異なる時点で有効ではなくなったと判断する場合があります。揮発性ファイルハンドルが削除されたオブジェクトを参照しているとサーバーが明確に判断できる場合、サーバーはNFS4ERR_STALEをクライアントに返す必要があります（永続ファイルハンドルの場合と同様）。揮発性ファイルハンドルが使用できなくなったとサーバーが判断する他のすべてのケースでは、NFS4ERR_FHEXPIREDのエラーを返します。
The REQUIRED 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: 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.
必須属性「fh_expire_type」は、サーバーが特定のファイルシステムに提供するファイルハンドルのタイプを決定するためにクライアントによって使用されます。この属性は、次の値を持つビットマスクです。FH4_PERSISTENT FH4_PERSISTENTの値は、オブジェクトがファイルシステムから削除されるまで有効な永続的なファイルハンドルを示すために使用されます。サーバーは、このファイルハンドルに対してNFS4ERR_FHEXPIREDを返しません。 FH4_PERSISTENTは、以下に指定されたビットが設定されていない値として定義されます。
FH4_VOLATILE_ANY The filehandle may expire at any time, except as specifically excluded (i.e., FH4_NO_EXPIRE_WITH_OPEN).
FH4_VOLATILE_ANYファイルハンドルは、明確に除外されている場合（FH4_NO_EXPIRE_WITH_OPENなど）を除き、いつでも期限切れになる可能性があります。
FH4_NOEXPIRE_WITH_OPEN May only be set when FH4_VOLATILE_ANY is set. If this bit is set, then the meaning of FH4_VOLATILE_ANY is qualified to exclude any expiration of the filehandle when it is open.
FH4_NOEXPIRE_WITH_OPEN FH4_VOLATILE_ANYが設定されている場合にのみ設定できます。このビットが設定されている場合、FH4_VOLATILE_ANYの意味は、ファイルハンドルが開いているときにファイルハンドルの有効期限を除外するように修飾されます。
FH4_VOL_MIGRATION The filehandle will expire as a result of a file system transition (migration or replication), in those cases in which the continuity of filehandle use is not specified by handle class information within the fs_locations_info attribute. When this bit is set, clients without access to fs_locations_info information should assume that filehandles will expire on file system transitions.
FH4_VOL_MIGRATION fs_locations_info属性内のハンドルクラス情報によってファイルハンドルの使用の継続性が指定されていない場合、ファイルハンドルはファイルシステムの移行（移行またはレプリケーション）の結果として期限切れになります。このビットが設定されている場合、fs_locations_info情報にアクセスできないクライアントは、ファイルシステムの移行時にファイルハンドルが期限切れになると想定する必要があります。
FH4_VOL_RENAME The filehandle will expire during rename. This includes a rename by the requesting client or a rename by any other client. If FH4_VOL_ANY is set, FH4_VOL_RENAME is redundant.
FH4_VOL_RENAMEファイルハンドルは名前変更中に期限切れになります。これには、要求元クライアントによる名前変更、または他のクライアントによる名前変更が含まれます。 FH4_VOL_ANYが設定されている場合、FH4_VOL_RENAMEは冗長です。
Servers that provide volatile filehandles that can expire while open require special care as regards handling of RENAMEs and REMOVEs. This situation can arise if FH4_VOL_MIGRATION or FH4_VOL_RENAME is set, if FH4_VOLATILE_ANY is set and FH4_NOEXPIRE_WITH_OPEN is not set, or if a non-read-only file system has a transition target in a different handle class. In these cases, the server should deny a RENAME or REMOVE that would affect an OPEN file of any of the components leading to the OPEN file. In addition, the server should deny all RENAME or REMOVE requests during the grace period, in order to make sure that reclaims of files where filehandles may have expired do not do a reclaim for the wrong file.
オープン中に期限切れになる可能性のある揮発性ファイルハンドルを提供するサーバーは、RENAMEとREMOVEの処理に関して特別な注意が必要です。この状況は、FH4_VOL_MIGRATIONまたはFH4_VOL_RENAMEが設定されている場合、FH4_VOLATILE_ANYが設定されていてFH4_NOEXPIRE_WITH_OPENが設定されていない場合、または読み取り専用でないファイルシステムに別のハンドルクラスの遷移ターゲットがある場合に発生する可能性があります。このような場合、サーバーは、OPENファイルにつながるコンポーネントのOPENファイルに影響を与えるRENAMEまたはREMOVEを拒否する必要があります。さらに、サーバーは、猶予期間中はすべてのRENAME要求またはREMOVE要求を拒否する必要があります。これは、ファイルハンドルの有効期限が切れている可能性のあるファイルの再利用によって、誤ったファイルが再利用されないようにするためです。
Volatile filehandles are especially suitable for implementation of the pseudo file systems used to bridge exports. See Section 7.5 for a discussion of this.
揮発性ファイルハンドルは、エクスポートのブリッジに使用される疑似ファイルシステムの実装に特に適しています。これについては、セクション7.5を参照してください。
A volatile filehandle, while opaque to the client, could contain:
揮発性ファイルハンドルは、クライアントには不透明ですが、以下を含むことができます。
[volatile bit = 1 | server boot time | slot | generation number] o slot is an index in the server volatile filehandle table
[揮発性ビット= 1 |サーバーの起動時間|スロット|世代番号] oスロットは、サーバーの揮発性ファイルハンドル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、テーブルエントリ/スロットの世代番号です。
When the client presents a volatile filehandle, the server makes the following checks, which assume that the check for the volatile bit has passed. 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.
クライアントが揮発性ファイルハンドルを提示すると、サーバーは次のチェックを行います。これは、揮発性ビットのチェックに合格したことを前提としています。サーバーの起動時間が現在のサーバーの起動時間よりも短い場合は、NFS4ERR_FHEXPIREDを返します。スロットが範囲外の場合は、NFS4ERR_BADHANDLEを返します。世代番号が一致しない場合は、NFS4ERR_FHEXPIREDを返します。
When the server restarts, the table is gone (it is volatile).
サーバーが再起動すると、テーブルはなくなります（揮発性です）。
If the volatile bit is 0, then it is a persistent filehandle with a different structure following it.
揮発性ビットが0の場合、それはその後に別の構造を持つ永続ファイルハンドルです。
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.
可能であれば、クライアントはNFS4ERR_FHEXPIREDエラーの受信から回復する必要があります（SHOULD）。クライアントは、揮発性ファイルハンドルの期限切れから回復する準備をするために、追加の責任を負う必要があります。サーバーが永続的なファイルハンドルを返す場合、クライアントはこれらの追加手順を必要としません。
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 namespace that is still available or by starting at the root of the server's file system namespace.
揮発性ファイルハンドルの場合、最も一般的には、クライアントは問題のファイルシステムオブジェクトに至るまでのコンポーネント名を格納する必要があります。これらの名前を使用すると、クライアントは、まだ使用可能なネームスペースでファイルハンドルを見つけるか、サーバーのファイルシステムネームスペースのルートから開始することで回復できます。
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.
期限切れのファイルハンドルがファイルシステムから削除されたオブジェクトを参照している場合、明らかにクライアントは期限切れのファイルハンドルから回復することができません。
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 pathname based on the processing of the rename request. The client can then regenerate the new filehandle based on the new pathname. The client could also use the COMPOUND procedure to construct a series of operations like:
期限切れのファイルハンドルが名前が変更されたファイルを参照している可能性もあります。ファイルの名前が別のクライアントによって変更された場合、元のクライアントが回復できない可能性があります。ただし、クライアント自体がファイルの名前を変更していて、ファイルが開いている場合は、クライアントが回復できる可能性があります。クライアントは、名前変更要求の処理に基づいて新しいパス名を決定できます。その後、クライアントは新しいパス名に基づいて新しいファイルハンドルを再生成できます。クライアントはCOMPOUNDプロシージャを使用して、次のような一連の操作を構築することもできます。
RENAME A B LOOKUP B GETFH
A B LOOKUP B GETFHの名前を変更
Note that the COMPOUND procedure does not provide atomicity. This example only reduces the overhead of recovering from an expired filehandle.
COMPOUNDプロシージャは原子性を提供しないことに注意してください。この例では、期限切れのファイルハンドルからの回復のオーバーヘッドのみを削減します。
To meet the requirements of extensibility and increased interoperability with non-UNIX platforms, attributes need to be handled in a flexible manner. The NFSv3 fattr3 structure contains a fixed list of attributes that not all clients and servers are able to support or care about. The fattr3 structure cannot be extended as new needs arise and it provides no way to indicate non-support. With the NFSv4.1 protocol, the client is able to query what attributes the server supports and construct requests with only those supported attributes (or a subset thereof).
UNIX以外のプラットフォームとの拡張性と相互運用性の要件を満たすには、属性を柔軟に処理する必要があります。 NFSv3 fattr3構造には、すべてのクライアントとサーバーがサポートまたは処理できる属性の固定リストが含まれています。新しい必要性が生じた場合、fattr3構造は拡張できず、サポートされていないことを示す方法はありません。 NFSv4.1プロトコルを使用すると、クライアントはサーバーがサポートする属性を照会し、サポートされている属性（またはそのサブセット）のみを使用して要求を作成できます。
To this end, attributes are divided into three groups: REQUIRED, RECOMMENDED, and named. Both REQUIRED and RECOMMENDED attributes are supported in the NFSv4.1 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 REQUIRED or RECOMMENDED attributes may be added to the NFSv4 protocol as part of a new minor version by publishing a Standards Track RFC that allocates a new attribute number value and defines the encoding for the attribute. See Section 2.7 for further discussion.
このために、属性はREQUIRED、RECOMMENDED、およびnamedという3つのグループに分けられます。 REQUIRED属性とRECOMMENDED属性の両方が、NFSv4.1プロトコルで特定の明確に定義されたエンコーディングによってサポートされ、番号で識別されます。これらは、GETATTR要求で送信されたビットベクトルにビットを設定することによって要求されます。サーバー応答には、応答で返された属性をリストするビットベクトルが含まれています。新しい属性番号の値を割り当て、属性のエンコーディングを定義するStandards Track RFCを公開することにより、新しいREQUIREDまたはRECOMMENDED属性を新しいマイナーバージョンの一部としてNFSv4プロトコルに追加できます。詳細については、セクション2.7を参照してください。
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 or READDIR and contains files whose names represent the named attributes and whose data bytes are the value of the attribute. For example:
名前付き属性は、ファイルシステムオブジェクトに関連付けられた属性の非表示ディレクトリにアクセスする新しいOPENATTR操作によってアクセスされます。 OPENATTRはオブジェクトのファイルハンドルを受け取り、属性階層のファイルハンドルを返します。名前付き属性のファイルハンドルは、LOOKUPまたはREADDIRによってアクセス可能なディレクトリオブジェクトであり、名前が名前付き属性を表し、データバイトが属性の値であるファイルが含まれています。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 |
+----------+-----------+---------------------------------+
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.
名前付き属性は、NFSクライアント実装ではなく、アプリケーションが必要とするデータを対象としています。 NFSの実装者は、IETF標準トラックプロセスにそれらを持ち込むことにより、推奨属性として新しい属性を定義することを強くお勧めします。
The set of attributes that are classified as REQUIRED is deliberately small since servers need to do whatever it takes to support them. A server should support as many of the RECOMMENDED attributes as possible but, by their definition, the server is not required to support all of them. Attributes are deemed REQUIRED 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.
REQUIREDとして分類される属性のセットは、サーバーがそれらをサポートするために必要なことを何でも行う必要があるため、意図的に小さくなっています。サーバーはできる限り多くのRECOMMENDED属性をサポートする必要がありますが、その定義により、サーバーはそれらすべてをサポートする必要はありません。多数のクライアントがデータを必要とし、サーバーでサポートが提供されていない場合にクライアントが合理的に計算できない場合、属性は必須と見なされます。
Note that the hidden directory returned by OPENATTR is a convenience for protocol processing. The client should not make any assumptions about the server's implementation of named attributes and whether or not the underlying file system at the server has a named attribute directory. Therefore, operations such as SETATTR and GETATTR on the named attribute directory are undefined.
OPENATTRによって返される隠しディレクトリは、プロトコル処理に便利です。クライアントは、サーバーの名前付き属性の実装について、およびサーバーの基盤となるファイルシステムに名前付き属性ディレクトリがあるかどうかについて、いかなる仮定も行わないでください。したがって、名前付き属性ディレクトリーに対するSETATTRやGETATTRなどの操作は未定義です。
These MUST be supported by every NFSv4.1 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 REQUIRED 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.
最小レベルの相互運用性を確保するために、これらはすべてのNFSv4.1クライアントとサーバーでサポートされる必要があります。サーバーはこれらの属性を格納して返す必要があり、クライアントはこれらの属性に限定された属性セットで機能できる必要があります。 REQUIRED属性だけでは、一部のクライアント機能が何らかの方法で損なわれたり制限されたりする場合があります。クライアントは、GETATTR要求にビットを設定することにより、これらの属性のいずれかが返されるように要求する場合があり、サーバーはそれらの属性を返す必要があります。
These attributes are understood well enough to warrant support in the NFSv4.1 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 that are difficult to support in their operating environments. A server should provide attributes whenever 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. At times this will be difficult for clients, but a client is better positioned to decide whether and how to fabricate or construct an attribute or whether to do without the attribute.
これらの属性は、NFSv4.1プロトコルでのサポートを保証するのに十分に理解されています。ただし、すべてのクライアントとサーバーでサポートされているとは限りません。クライアントは、GETATTR要求にビットを設定することにより、これらの属性のいずれかが返されるように要求できますが、サーバーがそれらの属性を返さない場合を処理する必要があります。クライアントは、サーバーがサポートする属性のセットを要求する場合があり、サーバーがサポートしない属性を要求してはなりません（SHOULD NOT）。サーバーは、サポートされていない属性の要求に対して寛容であり、要求をエラーと見なすのではなく、単にそれらを返さないようにする必要があります。サーバーは快適に使用できるすべての属性をサポートし、オペレーティング環境でサポートするのが難しい属性のみをサポートすることが期待されます。サーバーは、クライアントに「嘘をつく」必要がない場合はいつでも属性を提供する必要があります。たとえば、ファイルの変更時刻は正確な時刻であるか、サーバーでサポートされていない必要があります。これはクライアントにとって困難な場合がありますが、クライアントは、属性を作成または構築するかどうか、どのように作成するか、または属性なしで実行するかどうかを決定するのに適しています。
These attributes are not supported by direct encoding in the NFSv4 protocol but are accessed by string names rather than numbers and correspond to an uninterpreted stream of bytes that are stored with the file system object. The namespace for these attributes may be accessed by using the OPENATTR operation. The OPENATTR operation returns a filehandle for a virtual "named attribute directory", and further perusal and modification of the namespace may be done using operations that work on more typical directories. In particular, READDIR may be used to get a list of such named attributes, and LOOKUP and OPEN may select a particular attribute. Creation of a new named attribute may be the result of an OPEN specifying file creation.
これらの属性は、NFSv4プロトコルの直接エンコーディングではサポートされていませんが、数値ではなく文字列名でアクセスされ、ファイルシステムオブジェクトと共に格納される解釈されないバイトストリームに対応しています。これらの属性の名前空間には、OPENATTR操作を使用してアクセスできます。 OPENATTR操作は、仮想の「名前付き属性ディレクトリ」のファイルハンドルを返します。さらに一般的なディレクトリで機能する操作を使用して、名前空間の詳細を調べたり変更したりできます。特に、READDIRはそのような名前付き属性のリストを取得するために使用でき、LOOKUPとOPENは特定の属性を選択できます。新しい名前付き属性の作成は、OPENを指定したファイル作成の結果である可能性があります。
Once an OPEN is done, named attributes may be examined and changed by normal READ and WRITE operations using the filehandles and stateids returned by OPEN.
OPENが完了すると、名前付き属性は、OPENによって返されるファイルハンドルとステートIDを使用して、通常のREADおよびWRITE操作によって検査および変更できます。
Named attributes and the named attribute directory may have their own (non-named) attributes. Each of these objects MUST have all of the REQUIRED attributes and may have additional RECOMMENDED attributes. However, the set of attributes for named attributes and the named attribute directory need not be, and typically will not be, as large as that for other objects in that file system.
名前付き属性と名前付き属性ディレクトリは、独自の（名前なし）属性を持つことができます。これらのオブジェクトのそれぞれは、すべての必須属性を持たなければならず（MUST）、追加の推奨属性を含めることができます。ただし、名前付き属性と名前付き属性ディレクトリの一連の属性は、そのファイルシステム内の他のオブジェクトの属性と同じ大きさである必要はありません。
Named attributes and the named attribute directory might be the target of delegations (in the case of the named attribute directory, these will be directory delegations). However, since granting delegations is at the server's discretion, a server need not support delegations on named attributes or the named attribute directory.
名前付き属性と名前付き属性ディレクトリが委任のターゲットになる場合があります（名前付き属性ディレクトリの場合、これらはディレクトリ委任になります）。ただし、委任の付与はサーバーの裁量に委ねられているため、サーバーは名前付き属性または名前付き属性ディレクトリの委任をサポートする必要はありません。
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 that is also able to handle them should be able to copy a file's data and metadata 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.
サーバーが任意の名前付き属性をサポートすることをお勧めします。クライアントは、サーバーのファイルシステムに名前付き属性を格納する機能に依存してはなりません。サーバーが名前付き属性をサポートしている場合、それらも処理できるクライアントは、ファイルのデータとメタデータをある場所から別の場所に完全に透過的にコピーできるはずです。これは、通常のディレクトリエントリに許可されている名前が名前付き属性名にも有効であることを意味します。
In NFSv4.1, the structure of named attribute directories is restricted in a number of ways, in order to prevent the development of non-interoperable implementations in which some servers support a fully general hierarchical directory structure for named attributes while others support a limited but adequate structure for named attributes. In such an environment, clients or applications might come to depend on non-portable extensions. The restrictions are:
NFSv4.1では、一部のサーバーが名前付き属性の完全に一般的な階層ディレクトリ構造をサポートし、他のサーバーは制限付きだが名前付き属性の適切な構造。このような環境では、クライアントまたはアプリケーションは、移植できない拡張機能に依存するようになる可能性があります。制限は次のとおりです。
o CREATE is not allowed in a named attribute directory. Thus, such objects as symbolic links and special files are not allowed to be named attributes. Further, directories may not be created in a named attribute directory, so no hierarchical structure of named attributes for a single object is allowed.
o 名前付き属性ディレクトリではCREATEは許可されていません。したがって、シンボリックリンクや特殊ファイルなどのオブジェクトを名前付き属性にすることはできません。さらに、名前付き属性ディレクトリにディレクトリを作成できないため、単一オブジェクトの名前付き属性の階層構造は許可されません。
o If OPENATTR is done on a named attribute directory or on a named attribute, the server MUST return NFS4ERR_WRONG_TYPE.
o OPENATTRが名前付き属性ディレクトリまたは名前付き属性で行われる場合、サーバーはNFS4ERR_WRONG_TYPEを返さなければなりません（MUST）。
o Doing a RENAME of a named attribute to a different named attribute directory or to an ordinary (i.e., non-named-attribute) directory is not allowed.
o 名前付き属性のRENAMEを別の名前付き属性ディレクトリまたは通常の（つまり、非名前付き属性）ディレクトリに実行することはできません。
o Creating hard links between named attribute directories or between named attribute directories and ordinary directories is not allowed.
o 名前付き属性ディレクトリ間、または名前付き属性ディレクトリと通常のディレクトリ間にハードリンクを作成することはできません。
Names of attributes will not be controlled by this document or other IETF Standards Track documents. See Section 22.1 for further discussion.
属性の名前は、このドキュメントまたは他のIETF標準トラックドキュメントによって制御されません。詳細については、セクション22.1を参照してください。
Each of the REQUIRED and RECOMMENDED attributes can be classified in one of three categories: per server (i.e., the value of the attribute will be the same for all file objects that share the same server owner; see Section 2.5 for a definition of server owner), per file system (i.e., the value of the attribute will be the same for some or all file objects that share the same fsid attribute (Section 5.8.1.9) and server owner), or per file system object. Note that it is possible that some per file system attributes may vary within the file system, depending on the value of the "homogeneous" (Section 5.8.2.16) attribute. Note that the attributes time_access_set and time_modify_set are not listed in this section because they are write-only attributes corresponding to time_access and time_modify, and are used in a special instance of SETATTR.
REQUIRED属性とRECOMMENDED属性は、次の3つのカテゴリのいずれかに分類できます。サーバーごと（つまり、属性の値は、同じサーバー所有者を共有するすべてのファイルオブジェクトで同じです。サーバー所有者の定義については、セクション2.5を参照してください） ）、ファイルシステムごと（つまり、属性の値は、同じfsid属性（セクション5.8.1.9）とサーバー所有者を共有する一部またはすべてのファイルオブジェクトで同じ）、またはファイルシステムオブジェクトごとです。 「同種」（5.8.2.16節）属性の値に応じて、ファイルシステムごとの属性の一部がファイルシステム内で異なる可能性があることに注意してください。属性time_access_setおよびtime_modify_setは、time_accessおよびtime_modifyに対応する書き込み専用属性であり、SETATTRの特別なインスタンスで使用されるため、このセクションにはリストされていません。
o The per-server attribute is:
o サーバーごとの属性は次のとおりです。
lease_time
リース時間
o The per-file system attributes are:
o ファイルごとのシステム属性は次のとおりです。
supported_attrs, suppattr_exclcreat, fh_expire_type, link_support, symlink_support, unique_handles, aclsupport, cansettime, case_insensitive, case_preserving, chown_restricted, files_avail, files_free, files_total, fs_locations, homogeneous, maxfilesize, maxname, maxread, maxwrite, no_trunc, space_avail, space_free, space_total, time_delta, change_policy, fs_status, fs_layout_type, fs_locations_info, fs_charset_cap
supported_attrs、suppattr_exclcreat、fh_expire_type、link_support、symlink_support、unique_handles、aclsupport、cansettime、case_insensitive、case_preserving、chown_restricted、files_avail、files_free、files_total、fs_locations、smooth_space_free_space_free_space_total_space_free_space_total_space_total_space_free_space_total_avail_max_avail_space change_policy、fs_status、fs_layout_type、fs_locations_info、fs_charset_cap
o The per-file system object attributes are:
o ファイルシステムオブジェクトごとの属性は次のとおりです。
type, change, size, named_attr, fsid, rdattr_error, filehandle, acl, archive, fileid, hidden, maxlink, mimetype, mode, numlinks, owner, owner_group, rawdev, space_used, system, time_access, time_backup, time_create, time_metadata, time_modify, mounted_on_fileid, dir_notif_delay, dirent_notif_delay, dacl, sacl, layout_type, layout_hint, layout_blksize, layout_alignment, mdsthreshold, retention_get, retention_set, retentevt_get, retentevt_set, retention_hold, mode_set_masked
タイプ、変更、サイズ、named_attr、fsid、rdattr_error、filehandle、acl、archive、fileid、hidden、maxlink、mimetype、mode、numlinks、owner、owner_group、rawdev、space_used、system、time_access、time_backup、time_create、time_metadata、time_modify、 Mounted_on_fileid、dir_notif_delay、dirent_notif_delay、dacl、sacl、layout_type、layout_hint、layout_blksize、layout_alignment、mdsthreshold、retention_get、retention_set、retentevt_get、retentevt_set、retention_hold、mode_set_masked
For quota_avail_hard, quota_avail_soft, and quota_used, see their definitions below for the appropriate classification.
quota_avail_hard、quota_avail_soft、およびquota_usedの適切な分類については、以下の定義を参照してください。
Some REQUIRED and RECOMMENDED attributes are set-only; i.e., they can be set via SETATTR but not retrieved via GETATTR. Similarly, some REQUIRED and RECOMMENDED attributes are get-only; i.e., they can be retrieved via GETATTR but not set via SETATTR. If a client attempts to set a get-only attribute or get a set-only attributes, the server MUST return NFS4ERR_INVAL.
一部のREQUIREDおよびRECOMMENDED属性は設定のみです。つまり、SETATTRを介して設定できますが、GETATTRを介して取得することはできません。同様に、一部のREQUIREDおよびRECOMMENDED属性は取得専用です。つまり、GETATTRを介して取得できますが、SETATTRを介して設定することはできません。クライアントがget-only属性の設定またはset-only属性の取得を試みる場合、サーバーはNFS4ERR_INVALを返さなければなりません（MUST）。
The list of REQUIRED attributes appears in Table 2. The meaning of the columns of the table are:
必須属性のリストを表2に示します。表の列の意味は次のとおりです。
o Name: The name of the attribute.
o 名前：属性の名前。
o Id: The number assigned to the attribute. In the event of conflicts between the assigned number and [13], the latter is likely authoritative, but should be resolved with Errata to this document and/or [13]. See [44] for the Errata process.
o Id：属性に割り当てられた番号。割り当てられた番号と[13]の間に矛盾がある場合、後者は信頼できると思われますが、このドキュメントまたは[13]へのエラッタで解決する必要があります。 Errataプロセスについては[44]を参照してください。
o Data Type: The XDR data type of the attribute.
o データ型：属性のXDRデータ型。
o Acc: Access allowed to the attribute. R means read-only (GETATTR may retrieve, SETATTR may not set). W means write-only (SETATTR may set, GETATTR may not retrieve). R W means read/write (GETATTR may retrieve, SETATTR may set).
o Acc：属性へのアクセスが許可されています。 Rは読み取り専用を意味します（GETATTRは取得、SETATTRは設定されない場合があります）。 Wは書き込み専用を意味します（SETATTRが設定され、GETATTRが取得されない場合があります）。 R Wは読み取り/書き込みを意味します（GETATTRは取得、SETATTRは設定可能）。
o Defined in: The section of this specification that describes the attribute.
o 定義先：属性を説明するこの仕様のセクション。
+--------------------+----+------------+-----+------------------+
| Name | Id | Data Type | Acc | Defined in: |
+--------------------+----+------------+-----+------------------+
| supported_attrs | 0 | bitmap4 | R | Section 5.8.1.1 |
| type | 1 | nfs_ftype4 | R | Section 5.8.1.2 |
| fh_expire_type | 2 | uint32_t | R | Section 5.8.1.3 |
| change | 3 | uint64_t | R | Section 5.8.1.4 |
| size | 4 | uint64_t | R W | Section 5.8.1.5 |
| link_support | 5 | bool | R | Section 5.8.1.6 |
| symlink_support | 6 | bool | R | Section 5.8.1.7 |
| named_attr | 7 | bool | R | Section 5.8.1.8 |
| fsid | 8 | fsid4 | R | Section 5.8.1.9 |
| unique_handles | 9 | bool | R | Section 5.8.1.10 |
| lease_time | 10 | nfs_lease4 | R | Section 5.8.1.11 |
| rdattr_error | 11 | enum | R | Section 5.8.1.12 |
| filehandle | 19 | nfs_fh4 | R | Section 5.8.1.13 |
| suppattr_exclcreat | 75 | bitmap4 | R | Section 5.8.1.14 |
+--------------------+----+------------+-----+------------------+
Table 2
表2
The RECOMMENDED attributes are defined in Table 3. The meanings of the column headers are the same as Table 2; see Section 5.6 for the meanings.
RECOMMENDED属性は、表3で定義されています。列ヘッダーの意味は、表2と同じです。意味については、5.6項を参照してください。
+--------------------+----+----------------+-----+------------------+
| Name | Id | Data Type | Acc | Defined in: |
+--------------------+----+----------------+-----+------------------+
| acl | 12 | nfsace4<> | R W | Section 6.2.1 |
| aclsupport | 13 | uint32_t | R | Section 6.2.1.2 |
| archive | 14 | bool | R W | Section 5.8.2.1 |
| cansettime | 15 | bool | R | Section 5.8.2.2 |
| case_insensitive | 16 | bool | R | Section 5.8.2.3 |
| case_preserving | 17 | bool | R | Section 5.8.2.4 |
| change_policy | 60 | chg_policy4 | R | Section 5.8.2.5 |
| chown_restricted | 18 | bool | R | Section 5.8.2.6 |
| dacl | 58 | nfsacl41 | R W | Section 6.2.2 |
| dir_notif_delay | 56 | nfstime4 | R | Section 5.11.1 |
| dirent_notif_delay | 57 | nfstime4 | R | Section 5.11.2 |
| fileid | 20 | uint64_t | R | Section 5.8.2.7 |
| files_avail | 21 | uint64_t | R | Section 5.8.2.8 |
| files_free | 22 | uint64_t | R | Section 5.8.2.9 |
| files_total | 23 | uint64_t | R | Section 5.8.2.10 |
| fs_charset_cap | 76 | uint32_t | R | Section 5.8.2.11 |
| fs_layout_type | 62 | layouttype4<> | R | Section 5.12.1 |
| fs_locations | 24 | fs_locations | R | Section 5.8.2.12 |
| fs_locations_info | 67 | * | R | Section 5.8.2.13 |
| fs_status | 61 | fs4_status | R | Section 5.8.2.14 |
| hidden | 25 | bool | R W | Section 5.8.2.15 |
| homogeneous | 26 | bool | R | Section 5.8.2.16 |
| layout_alignment | 66 | uint32_t | R | Section 5.12.2 |
| layout_blksize | 65 | uint32_t | R | Section 5.12.3 |
| layout_hint | 63 | layouthint4 | W | Section 5.12.4 |
| layout_type | 64 | layouttype4<> | R | Section 5.12.5 |
| maxfilesize | 27 | uint64_t | R | Section 5.8.2.17 |
| maxlink | 28 | uint32_t | R | Section 5.8.2.18 |
| maxname | 29 | uint32_t | R | Section 5.8.2.19 |
| maxread | 30 | uint64_t | R | Section 5.8.2.20 |
| maxwrite | 31 | uint64_t | R | Section 5.8.2.21 |
| mdsthreshold | 68 | mdsthreshold4 | R | Section 5.12.6 |
| mimetype | 32 | utf8str_cs | R W | Section 5.8.2.22 |
| mode | 33 | mode4 | R W | Section 6.2.4 |
| mode_set_masked | 74 | mode_masked4 | W | Section 6.2.5 |
| mounted_on_fileid | 55 | uint64_t | R | Section 5.8.2.23 |
| no_trunc | 34 | bool | R | Section 5.8.2.24 |
| numlinks | 35 | uint32_t | R | Section 5.8.2.25 |
| owner | 36 | utf8str_mixed | R W | Section 5.8.2.26 |
| owner_group | 37 | utf8str_mixed | R W | Section 5.8.2.27 |
| quota_avail_hard | 38 | uint64_t | R | Section 5.8.2.28 |
| quota_avail_soft | 39 | uint64_t | R | Section 5.8.2.29 |
| quota_used | 40 | uint64_t | R | Section 5.8.2.30 |
| rawdev | 41 | specdata4 | R | Section 5.8.2.31 |
| retentevt_get | 71 | retention_get4 | R | Section 5.13.3 |
| retentevt_set | 72 | retention_set4 | W | Section 5.13.4 |
| retention_get | 69 | retention_get4 | R | Section 5.13.1 |
| retention_hold | 73 | uint64_t | R W | Section 5.13.5 |
| retention_set | 70 | retention_set4 | W | Section 5.13.2 |
| sacl | 59 | nfsacl41 | R W | Section 6.2.3 |
| space_avail | 42 | uint64_t | R | Section 5.8.2.32 |
| space_free | 43 | uint64_t | R | Section 5.8.2.33 |
| space_total | 44 | uint64_t | R | Section 5.8.2.34 |
| space_used | 45 | uint64_t | R | Section 5.8.2.35 |
| system | 46 | bool | R W | Section 5.8.2.36 |
| time_access | 47 | nfstime4 | R | Section 5.8.2.37 |
| time_access_set | 48 | settime4 | W | Section 5.8.2.38 |
| time_backup | 49 | nfstime4 | R W | Section 5.8.2.39 |
| time_create | 50 | nfstime4 | R W | Section 5.8.2.40 |
| time_delta | 51 | nfstime4 | R | Section 5.8.2.41 |
| time_metadata | 52 | nfstime4 | R | Section 5.8.2.42 |
| time_modify | 53 | nfstime4 | R | Section 5.8.2.43 |
| time_modify_set | 54 | settime4 | W | Section 5.8.2.44 |
+--------------------+----+----------------+-----+------------------+
Table 3
表3
* fs_locations_info4
* fs_locations_info4
The bit vector that would retrieve all REQUIRED and RECOMMENDED attributes that are supported for this object. The scope of this attribute applies to all objects with a matching fsid.
このオブジェクトでサポートされているすべてのREQUIREDおよびRECOMMENDED属性を取得するビットベクトル。この属性のスコープは、一致するfsidを持つすべてのオブジェクトに適用されます。
Designates the type of an object in terms of one of a number of special constants:
いくつかの特別な定数の1つに関してオブジェクトのタイプを指定します。
o NF4REG designates a regular file.
o NF4REGは通常のファイルを指定します。
o NF4DIR designates a directory.
o NF4DIRはディレクトリを指定します。
o NF4BLK designates a block device special file.
o NF4BLKは、ブロックデバイス特殊ファイルを指定します。
o NF4CHR designates a character device special file.
o NF4CHRは、キャラクタデバイススペシャルファイルを指定します。
o NF4LNK designates a symbolic link.
o NF4LNKはシンボリックリンクを指定します。
o NF4SOCK designates a named socket special file.
o NF4SOCKは、名前付きソケット特殊ファイルを指定します。
o NF4FIFO designates a fifo special file.
o NF4FIFOは、FIFOスペシャルファイルを指定します。
o NF4ATTRDIR designates a named attribute directory.
o NF4ATTRDIRは、名前付き属性ディレクトリを指定します。
o NF4NAMEDATTR designates a named attribute.
o NF4NAMEDATTRは名前付き属性を指定します。
Within the explanatory text and operation descriptions, the following phrases will be used with the meanings given below:
説明文と操作説明では、次の語句は以下の意味で使用されます。
o The phrase "is a directory" means that the object's type attribute is NF4DIR or NF4ATTRDIR.
o 「is a directory」という語句は、オブジェクトのtype属性がNF4DIRまたはNF4ATTRDIRであることを意味します。
o The phrase "is a special file" means that the object's type attribute is NF4BLK, NF4CHR, NF4SOCK, or NF4FIFO.
o 「特殊ファイルです」という語句は、オブジェクトのタイプ属性がNF4BLK、NF4CHR、NF4SOCK、またはNF4FIFOであることを意味します。
o The phrases "is an ordinary file" and "is a regular file" mean that the object's type attribute is NF4REG or NF4NAMEDATTR.
o 「通常のファイルです」および「通常のファイルです」というフレーズは、オブジェクトのタイプ属性がNF4REGまたはNF4NAMEDATTRであることを意味します。
Server uses this to specify filehandle expiration behavior to the client. See Section 4 for additional description.
サーバーはこれを使用して、ファイルハンドルの有効期限の動作をクライアントに指定します。詳細については、セクション4を参照してください。
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_metadata attribute for this attribute's value, but only if the file system object cannot be updated more frequently than the resolution of time_metadata.
サーバーが作成した値で、クライアントがオブジェクトのファイルデータ、ディレクトリの内容、または属性が変更されているかどうかを判断するために使用できます。サーバーは、この属性の値に対してオブジェクトのtime_metadata属性を返すことがありますが、それは、ファイルシステムオブジェクトがtime_metadataの解像度よりも頻繁に更新できない場合に限られます。
The size of the object in bytes.
オブジェクトのサイズ（バイト単位）。
TRUE, if 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している場合はTRUE。
TRUE, if 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している場合はTRUE。
TRUE, if this object has named attributes. In other words, object has a non-empty named attribute directory.
このオブジェクトに名前付き属性がある場合はTRUE。つまり、オブジェクトには空でない名前付き属性ディレクトリがあります。
Unique file system identifier for the file system holding this object. The fsid attribute has major and minor components, each of which are of data type uint64_t.
このオブジェクトを保持するファイルシステムの一意のファイルシステム識別子。 fsid属性には、メジャーコンポーネントとマイナーコンポーネントがあり、それぞれデータタイプuint64_tです。
TRUE, if two distinct filehandles are guaranteed to refer to two different file system objects.
2つの異なるファイルハンドルが2つの異なるファイルシステムオブジェクトを参照することが保証されている場合はTRUE。
Duration of the lease at server in seconds.
サーバーでのリース期間（秒単位）。
Error returned from an attempt to retrieve attributes during a READDIR operation.
READDIR操作中に属性を取得しようとしたときに返されたエラー。
The filehandle of this object (primarily for READDIR requests).
このオブジェクトのファイルハンドル（主にREADDIRリクエスト用）。
The bit vector that would set all REQUIRED and RECOMMENDED attributes that are supported by the EXCLUSIVE4_1 method of file creation via the OPEN operation. The scope of this attribute applies to all objects with a matching fsid.
OPEN操作によるファイル作成のEXCLUSIVE4_1メソッドでサポートされるすべてのREQUIREDおよびRECOMMENDED属性を設定するビットベクトル。この属性のスコープは、一致するfsidを持つすべてのオブジェクトに適用されます。
The definitions of most of the RECOMMENDED attributes follow. Collections that share a common category are defined in other sections.
ほとんどのRECOMMENDED属性の定義は次のとおりです。共通のカテゴリを共有するコレクションは、他のセクションで定義されています。
TRUE, if this file has been archived since the time of last modification (deprecated in favor of time_backup).
TRUE、このファイルが最後に変更された時刻以降にアーカイブされている場合（time_backupのために非推奨）。
TRUE, if the server is able to change the times for a file system object as specified in a SETATTR operation.
サーバーがSETATTR操作で指定されたファイルシステムオブジェクトの時間を変更できる場合はTRUE。
TRUE, if file name comparisons on this file system are case insensitive.
このファイルシステムでのファイル名の比較で大文字と小文字が区別されない場合はTRUE。
TRUE, if file name case on this file system is preserved.
このファイルシステムのファイル名の大文字と小文字が保持される場合はTRUE。
A value created by the server that the client can use to determine if some server policy related to the current file system has been subject to change. If the value remains the same, then the client can be sure that the values of the attributes related to fs location and the fss_type field of the fs_status attribute have not changed. On the other hand, a change in this value does necessarily imply a change in policy. It is up to the client to interrogate the server to determine if some policy relevant to it has changed. See Section 3.3.6 for details.
クライアントが現在のファイルシステムに関連する一部のサーバーポリシーが変更される可能性があるかどうかを判断するために使用できるサーバーによって作成された値。値が同じ場合、クライアントは、fsの場所に関連する属性の値とfs_status属性のfss_typeフィールドが変更されていないことを確認できます。一方、この値の変化は必然的にポリシーの変化を意味します。サーバーに問い合わせて、サーバーに関連するポリシーが変更されたかどうかを判断するのは、クライアントの責任です。詳細については、セクション3.3.6を参照してください。
This attribute MUST change when the value returned by the fs_locations or fs_locations_info attribute changes, when a file system goes from read-only to writable or vice versa, or when the allowable set of security flavors for the file system or any part thereof is changed.
この属性は、fs_locationsまたはfs_locations_info属性によって返される値が変更された場合、ファイルシステムが読み取り専用から書き込み可能に変更された場合、またはその逆の場合、またはファイルシステムまたはその一部のセキュリティフレーバーの許容セットが変更された場合に変更する必要があります。
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 Windows 2000, the "Take Ownership" privilege).
TRUEの場合、呼び出し元が特権ユーザー（たとえば、UNIXオペレーティング環境の「root」、Windows 2000の場合は「Take Ownership」の場合、サーバーはファイルに関連付けられた所有者またはグループのいずれかを変更する要求を拒否します。 「特権）。
A number uniquely identifying the file within the file system.
ファイルシステム内でファイルを一意に識別する番号。
File slots available to this user 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でこのユーザーが使用できるファイルスロット-これは、関連する最小の制限です。
Free file slots 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空きファイルスロット-これは、関連する最小の制限です。
Total file slots 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上の合計ファイルスロット。
Character set capabilities for this file system. See Section 14.4.
このファイルシステムの文字セット機能。セクション14.4を参照してください。
Locations where this file system may be found. If the server returns NFS4ERR_MOVED as an error, this attribute MUST be supported. See Section 11.9 for more details.
このファイルシステムが見つかる可能性のある場所。サーバーがエラーとしてNFS4ERR_MOVEDを返す場合、この属性はサポートされている必要があります。詳細については、セクション11.9を参照してください。
Full function file system location. See Section 11.10 for more details.
全機能ファイルシステムの場所。詳細については、セクション11.10を参照してください。
Generic file system type information. See Section 11.11 for more details.
汎用ファイルシステムタイプ情報。詳細については、セクション11.11を参照してください。
TRUE, if the file is considered hidden with respect to the Windows API.
Windows APIに関してファイルが非表示と見なされる場合はTRUE。
TRUE, if this object's file system is homogeneous; i.e., all objects in the file system (all objects on the server with the same fsid) have common values for all per-file-system attributes.
このオブジェクトのファイルシステムが同種の場合はTRUE。つまり、ファイルシステム内のすべてのオブジェクト（同じfsidを持つサーバー上のすべてのオブジェクト）は、ファイルシステムごとのすべての属性に共通の値を持っています。
Maximum supported file size for the file system of this object.
このオブジェクトのファイルシステムでサポートされる最大ファイルサイズ。
Maximum number of links for this object.
このオブジェクトのリンクの最大数。
Maximum file name size supported for this object.
このオブジェクトでサポートされる最大ファイル名サイズ。
Maximum amount of data the READ operation will return for this object.
このオブジェクトに対してREAD操作が返すデータの最大量。
Maximum amount of data the WRITE operation will accept for this object. This attribute SHOULD be supported if the file is writable. Lack of this attribute can lead to the client either wasting bandwidth or not receiving the best performance.
このオブジェクトに対してWRITE操作が受け入れるデータの最大量。ファイルが書き込み可能である場合、この属性はサポートされるべきです（SHOULD）。この属性がないと、クライアントが帯域幅を浪費したり、最高のパフォーマンスを受け取っていない可能性があります。
MIME body type/subtype of this object.
このオブジェクトのMIME本文タイプ/サブタイプ。
Like fileid, but if the target filehandle is the root of a file system, this attribute represents the fileid of the underlying directory.
fileidに似ていますが、ターゲットファイルハンドルがファイルシステムのルートである場合、この属性は基礎となるディレクトリのfileidを表します。
UNIX-based operating environments connect a file system into the namespace by connecting (mounting) the file system onto the existing file object (the mount point, usually a directory) of an existing file system. When the mount point's parent directory is read via an API like readdir(), the return results are directory entries, each with a component name and a fileid. The fileid of the mount point's directory entry will be different from the fileid that the stat() system call returns. The stat() system call is returning the fileid of the root of the mounted file system, whereas readdir() is returning the fileid that stat() would have returned before any file systems were mounted on the mount point.
UNIXベースのオペレーティング環境では、ファイルシステムを既存のファイルシステムの既存のファイルオブジェクト（マウントポイント、通常はディレクトリ）に接続（マウント）することにより、ファイルシステムをネームスペースに接続します。マウントポイントの親ディレクトリがreaddir()のようなAPIを介して読み取られると、返される結果はディレクトリエントリであり、それぞれにコンポーネント名とファイルIDがあります。マウントポイントのディレクトリエントリのファイルIDは、stat()システムコールが返すファイルIDとは異なります。 stat()システムコールはマウントされたファイルシステムのルートのファイルIDを返しますが、readdir()は、ファイルシステムがマウントポイントにマウントされる前にstat()が返したはずのファイルIDを返します。
Unlike NFSv3, NFSv4.1 allows a client's LOOKUP request to cross other file systems. The client detects the file system crossing whenever the filehandle argument of LOOKUP has an fsid attribute different from that of the filehandle returned by LOOKUP. A UNIX-based client will consider this a "mount point crossing". UNIX has a legacy scheme for allowing a process to determine its current working directory. This relies on readdir() of a mount point's parent and stat() of the mount point returning fileids as previously described. The mounted_on_fileid attribute corresponds to the fileid that readdir() would have returned as described previously.
NFSv3とは異なり、NFSv4.1では、クライアントのLOOKUP要求が他のファイルシステムを通過することができます。クライアントは、LOOKUPのfilehandle引数に、LOOKUPから返されたファイルハンドルのfsid属性とは異なるfsid属性がある場合に、ファイルシステムの交差を検出します。 UNIXベースのクライアントは、これを「マウントポイントクロッシング」と見なします。 UNIXには、プロセスが現在の作業ディレクトリを決定できるようにするためのレガシースキームがあります。これは、前述のように、マウントポイントの親のreaddir()とマウントポイントのstat()がファイルIDを返すことに依存しています。 Mounted_on_fileid属性は、前述のようにreaddir()が返すはずのファイルIDに対応します。
While the NFSv4.1 client could simply fabricate a fileid corresponding to what mounted_on_fileid provides (and if the server does not support mounted_on_fileid, the client has no choice), there is a risk that the client will generate a fileid that conflicts with one that is already assigned to another object in the file system. Instead, if the server can provide the mounted_on_fileid, the potential for client operational problems in this area is eliminated.
NFSv4.1クライアントは、mounted_on_fileidが提供するものに対応するファイルIDを単純に作成することができます（サーバーがMounted_on_fileidをサポートしていない場合、クライアントは選択肢がありません）。ただし、クライアントは、ファイルシステム内の別のオブジェクトに既に割り当てられています。代わりに、サーバーがMounted_on_fileidを提供できる場合、この領域でのクライアントの操作上の問題の可能性は排除されます。
If the server detects that there is no mounted point at the target file object, then the value for mounted_on_fileid that it returns is the same as that of the fileid attribute.
ターゲットファイルオブジェクトにマウントされたポイントがないことをサーバーが検出した場合、サーバーが返すMounted_on_fileidの値は、fileid属性の値と同じです。
The mounted_on_fileid attribute is RECOMMENDED, so the server SHOULD provide it if possible, and for a UNIX-based server, this is straightforward. Usually, mounted_on_fileid will be requested during a READDIR operation, in which case it is trivial (at least for UNIX-based servers) to return mounted_on_fileid since it is equal to the fileid of a directory entry returned by readdir(). If mounted_on_fileid is requested in a GETATTR operation, the server should obey an invariant that has it returning a value that is equal to the file object's entry in the object's parent directory, i.e., what readdir() would have returned. Some operating environments allow a series of two or more file systems to be mounted onto a single mount point. In this case, for the server to obey the aforementioned invariant, it will need to find the base mount point, and not the intermediate mount points.
Mounted_on_fileid属性は推奨されるので、サーバーは可能であればそれを提供する必要があります（SHOULD）。UNIXベースのサーバーの場合、これは簡単です。通常、mounted_on_fileidはREADDIR操作中に要求されます。その場合、readdir()によって返されるディレクトリエントリのfileidと等しいため、mounted_on_fileidを返すのは（少なくともUNIXベースのサーバーの場合）簡単です。 GETATTR操作でMounted_on_fileidが要求された場合、サーバーは、オブジェクトの親ディレクトリにあるファイルオブジェクトのエントリと等しい値を返す不変条件に従う必要があります。つまり、readdir()が返す結果になります。一部の動作環境では、一連の2つ以上のファイルシステムを単一のマウントポイントにマウントできます。この場合、サーバーが前述の不変式に従うためには、中間マウントポイントではなく、ベースマウントポイントを見つける必要があります。
If this attribute is TRUE, then if the client uses a file name longer than name_max, an error will be returned instead of the name being truncated.
この属性がTRUEの場合、クライアントがname_maxより長いファイル名を使用すると、名前が切り捨てられる代わりにエラーが返されます。
Number of hard links to this object.
このオブジェクトへのハードリンクの数。
The string name of the owner of this object.
このオブジェクトの所有者の文字列名。
The string name of the group ownership of this object.
このオブジェクトのグループ所有権の文字列名。
The value in bytes that represents 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.
これ以上の割り当てが拒否される前に、このファイルまたはディレクトリに割り当てることができる現在の割り当てを超える追加のディスク領域の量を表すバイト単位の値。このスペースは、他のファイルまたはディレクトリへの割り当てによって消費される可能性があることを理解してください。
The value in bytes that 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.
ユーザーに警告が出る前にこのファイルまたはディレクトリに割り当てることができる追加のディスク容量を表すバイト単位の値。このスペースは、他のファイルまたはディレクトリに関する規則はありますが、他のファイルまたはディレクトリへの割り当てによって消費される可能性があることは理解されています。
The value in bytes that represents the amount of disk 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.
このファイルまたはディレクトリ、および場合によっては他の類似のファイルまたはディレクトリによって使用されるディスク領域の量を表すバイト単位の値。「類似」のセットは、少なくともファイル内の任意のファイルまたはディレクトリに領域を割り当てる基準を満たします。セットは、セット内の他のすべてのファイルまたはディレクトリの「quota_avail_hard」を減らします。
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. The server is at liberty to choose any of those sets when providing the content of the quota_used attribute, but should do so in a repeatable way. The rule may be configured per file system or may be "choose the set with the smallest quota".
quota_used値が維持されるファイルまたはディレクトリのセットは、重複している場合があります。たとえば、「特定の所有者を持つすべてのファイル」、「特定のグループ所有者を持つすべてのファイル」などです。サーバーはquota_used属性のコンテンツを提供するときに、これらのセットのいずれかを自由に選択できますが、繰り返し可能な方法で行う必要があります。ルールはファイルシステムごとに構成することも、「クォータが最小のセットを選択する」こともできます。
Raw device number of file of type NF4BLK or NF4CHR. The device number is split into major and minor numbers. If the file's type attribute is not NF4BLK or NF4CHR, the value returned SHOULD NOT be considered useful.
タイプNF4BLKまたはNF4CHRのファイルのrawデバイス番号。デバイス番号は、メジャー番号とマイナー番号に分かれています。ファイルのtype属性がNF4BLKまたはNF4CHRでない場合、返される値は有用であるとは見なされません（SHOULD NOT）。
Disk space in bytes available to this user 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上でこのユーザーが使用できるディスク容量（バイト単位）-これは、関連する最小の制限です。
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空きディスク容量（バイト単位）-これは、関連する最小の制限です。
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合計ディスク容量（バイト単位）。
Number of file system bytes allocated to this object.
このオブジェクトに割り当てられているファイルシステムのバイト数。
This attribute is TRUE if this file is a "system" file with respect to the Windows operating environment.
このファイルがWindowsオペレーティング環境に関して「システム」ファイルである場合、この属性はTRUEです。
The time_access attribute represents the time of last access to the object by a READ operation sent to the server. The notion of what is an "access" depends on the server's operating environment and/or the server's file system semantics. For example, for servers obeying Portable Operating System Interface (POSIX) semantics, time_access would be updated only by the READ and READDIR operations and not any of the operations that modify the content of the object [16], [17], [18]. Of course, setting the corresponding time_access_set attribute is another way to modify the time_access attribute.
time_access属性は、サーバーに送信されたREAD操作によるオブジェクトへの最後のアクセスの時刻を表します。 「アクセス」とは何かの概念は、サーバーの動作環境やサーバーのファイルシステムのセマンティクスによって異なります。たとえば、ポータブルオペレーティングシステムインターフェイス（POSIX）セマンティクスに従うサーバーの場合、time_accessはREADおよびREADDIR操作によってのみ更新され、オブジェクトのコンテンツを変更する操作では更新されません[16]、[17]、[18] 。もちろん、対応するtime_access_set属性を設定することは、time_access属性を変更するもう1つの方法です。
Whenever the file object resides on a writable file system, the server should make its best efforts to record time_access into stable storage. However, to mitigate the performance effects of doing so, and most especially whenever the server is satisfying the read of the object's content from its cache, the server MAY cache access time updates and lazily write them to stable storage. It is also acceptable to give administrators of the server the option to disable time_access updates.
ファイルオブジェクトが書き込み可能なファイルシステムに存在する場合は常に、サーバーはtime_accessを安定したストレージに記録するために最善を尽くす必要があります。ただし、そうすることによるパフォーマンスへの影響を軽減するために、特にサーバーがキャッシュからのオブジェクトのコンテンツの読み取りを満たしている場合は常に、サーバーはアクセス時間の更新をキャッシュして、それらを安定したストレージに遅延書き込みする場合があります。サーバーの管理者に、time_access更新を無効にするオプションを与えることもできます。
Sets the time of last access to the object. SETATTR use only.
オブジェクトに最後にアクセスした時刻を設定します。 SETATTRの使用のみ。
The time of last backup of the object.
オブジェクトの最後のバックアップの時刻。
The time of creation of the object. This attribute does not have any relation to the traditional UNIX file attribute "ctime" or "change time".
オブジェクトの作成時刻。この属性は、従来のUNIXファイル属性「ctime」または「change time」とは関係ありません。
Smallest useful server time granularity.
最小の有用なサーバー時間の細分性。
The time of last metadata modification of the object.
オブジェクトのメタデータが最後に変更された時刻。
The time of last modification to the object.
オブジェクトが最後に変更された時刻。
Sets the time of last modification to the object. SETATTR use only.
オブジェクトの最終変更時刻を設定します。 SETATTRの使用のみ。
The RECOMMENDED attributes "owner" and "owner_group" (and also users and groups within the "acl" attribute) 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 RFC 2624 [45] 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, 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.
推奨属性「owner」と「owner_group」（および「acl」属性内のユーザーとグループ）は、UTF-8文字列で表されます。クライアントまたはサーバーで特定の基本的な実装に関連付けられている表現を回避するために、UTF-8文字列の使用が選択されています。 RFC 2624 [45]のセクション6.1が追加の根拠を提供していることに注意してください。クライアントとサーバーは、ローカルストレージまたはエンドユーザーへの提示に使用される所有者とowner_groupの独自のローカル表現を持つことが期待されます。したがって、これらの属性がクライアントとサーバーの間で転送されると、ローカル表現が「user @ dns_domain」の形式の構文に変換されることが予想されます。これにより、同じローカル表現を使用しないクライアントとサーバーが、両方で解釈できる共通の構文に変換できるようになります。
Similarly, security principals may be represented in different ways by different security mechanisms. Servers normally translate these representations into a common format, generally that used by local storage, to serve as a means of identifying the users corresponding to these security principals. When these local identifiers are translated to the form of the owner attribute, associated with files created by such principals, they identify, in a common format, the users associated with each corresponding set of security principals.
同様に、セキュリティプリンシパルは、さまざまなセキュリティメカニズムによってさまざまな方法で表すことができます。サーバーは通常、これらの表現を一般的にローカルストレージで使用される一般的な形式に変換し、これらのセキュリティプリンシパルに対応するユーザーを識別する手段として機能します。これらのローカル識別子は、そのようなプリンシパルによって作成されたファイルに関連付けられた所有者属性の形式に変換されると、セキュリティプリンシパルの対応する各セットに関連付けられたユーザーを共通の形式で識別します。
The translation used to interpret owner and group strings 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 a numeric identifier to the user@dns_domain syntax. A name service may also be used to accomplish the translation. A server may provide a more general service, not limited by any particular translation (which would only translate a limited set of possible strings) by storing the owner and owner_group attributes in local storage without any translation or it may augment a translation method by storing the entire string for attributes for which no translation is available while using the local representation for those cases in which a translation is available.
所有者とグループの文字列を解釈するために使用される変換は、プロトコルの一部として指定されていません。これにより、さまざまなソリューションを使用できます。たとえば、数値識別子をuser @ dns_domain構文にマップするローカル変換テーブルが参照される場合があります。ネームサービスを使用して、変換を行うこともできます。サーバーは、owner属性とowner_group属性をローカルストレージに翻訳なしで保存することにより、特定の翻訳に限定されない（可能な文字列の限られたセットのみを翻訳する）より一般的なサービスを提供するか、または翻訳が利用可能な場合にローカル表現を使用しているときに、翻訳が利用できない属性の文字列全体。
Servers that do not provide support for all possible values of the owner and owner_group attributes SHOULD return an error (NFS4ERR_BADOWNER) when a string is presented that has no translation, as the value to be set for a SETATTR of the owner, owner_group, or acl attributes. When a server does accept an owner or owner_group value as valid on a SETATTR (and similarly for the owner and group strings in an acl), it is promising to return that same string when a corresponding GETATTR is done. Configuration changes (including changes from the mapping of the string to the local representation) and ill-constructed name translations (those that contain aliasing) may make that promise impossible to honor. Servers should make appropriate efforts to avoid a situation in which these attributes have their values changed when no real change to ownership has occurred.
所有者、owner_group、またはaclのSETATTRに設定する値として、変換されていない文字列が提示されると、ownerおよびowner_group属性のすべての可能な値のサポートを提供しないサーバーはエラー（NFS4ERR_BADOWNER）を返す必要があります（SHOULD）。属性。サーバーが所有者またはowner_groupの値をSETATTRで有効であると（そして同様にACLの所有者およびグループ文字列でも）受け入れる場合、対応するGETATTRが実行されたときに同じ文字列を返すことが約束されています。構成の変更（文字列のローカル表現へのマッピングからの変更を含む）および不適切な名前の変換（エイリアシングを含むもの）により、その約束を守ることが不可能になる場合があります。サーバーは、所有権に実際の変更が発生していないときにこれらの属性の値が変更される状況を回避するために、適切な努力をする必要があります。
The "dns_domain" portion of the owner string is meant to be a DNS domain name, for example, user@example.org. Servers should accept as valid a set of users for at least one domain. A server may treat other domains as having no valid translations. A more general service is provided when a server is capable of accepting users for multiple domains, or for all domains, subject to security constraints.
所有者文字列の「dns_domain」の部分は、user @ example.orgなどのDNSドメイン名であることを意味します。サーバーは、少なくとも1つのドメインのユーザーのセットを有効なものとして受け入れる必要があります。サーバーは他のドメインを有効な翻訳がないものとして扱う場合があります。サーバーが複数のドメインまたはすべてのドメインのユーザーを受け入れることができる場合、より一般的なサービスが提供され、セキュリティの制約を受けます。
In the case where there is no translation available to the client or server, the attribute value will be constructed without the "@". Therefore, the absence of the @ from the owner or owner_group attribute signifies that no translation was available at the sender and that the receiver of the attribute should not use that string as a basis for translation into its own internal format. Even though the attribute value cannot be translated, it may still be useful. In the case of a client, the attribute string may be used for local display of ownership.
クライアントまたはサーバーで使用可能な変換がない場合、属性値は「@」なしで構築されます。したがって、ownerまたはowner_group属性に@がない場合は、送信側で変換が利用できなかったこと、および属性の受信側がその文字列を独自の内部形式への変換の基礎として使用してはならないことを意味します。属性値は変換できませんが、それでも役立つ場合があります。クライアントの場合、所有権のローカル表示に属性文字列を使用できます。
To provide a greater degree of compatibility with NFSv3, which identified users and groups by 32-bit unsigned user identifiers and group identifiers, owner and group strings that consist of decimal numeric values with no leading zeros can be given a special interpretation by clients and servers that choose to provide such support. The receiver may treat such a user or group string as representing the same user as would be represented by an NFSv3 uid or gid having the corresponding numeric value. A server is not obligated to accept such a string, but may return an NFS4ERR_BADOWNER instead. To avoid this mechanism being used to subvert user and group translation, so that a client might pass all of the owners and groups in numeric form, a server SHOULD return an NFS4ERR_BADOWNER error when there is a valid translation for the user or owner designated in this way. In that case, the client must use the appropriate name@domain string and not the special form for compatibility.
32ビットの署名されていないユーザー識別子とグループ識別子によってユーザーとグループを識別したNFSv3との互換性を高めるために、先行ゼロのない10進数の数値で構成される所有者とグループの文字列に、クライアントとサーバーによる特別な解釈を与えることができます。そのようなサポートを提供することを選択します。受信者は、そのようなユーザーまたはグループ文字列を、対応する数値を持つNFSv3 uidまたはgidによって表されるのと同じユーザーを表すものとして扱うことができます。サーバーはそのような文字列を受け入れる義務はありませんが、代わりにNFS4ERR_BADOWNERを返す場合があります。このメカニズムがユーザーとグループの変換を覆すために使用されないようにして、クライアントがすべての所有者とグループを数値形式で渡すことができるように、サーバーは、これで指定されたユーザーまたは所有者の有効な変換があるときにNFS4ERR_BADOWNERエラーを返す必要があります。仕方。その場合、クライアントは、互換性のための特別な形式ではなく、適切なname @ domain文字列を使用する必要があります。
The owner string "nobody" may be used to designate an anonymous user, which will be associated with a file created by a security principal that cannot be mapped through normal means to the owner attribute. Users and implementations of NFSv4.1 SHOULD NOT use "nobody" to designate a real user whose access is not anonymous.
所有者文字列「nobody」は、匿名ユーザーを指定するために使用できます。匿名ユーザーは、通常の方法では所有者属性にマップできないセキュリティプリンシパルによって作成されたファイルに関連付けられます。 NFSv4.1のユーザーと実装は、「nobody」を使用して、アクセスが匿名ではない実際のユーザーを指定してはなりません（SHOULD NOT）。
With respect to the case_insensitive and case_preserving attributes, each UCS-4 character (which UTF-8 encodes) can be mapped according to Appendix B.2 of RFC 3454 [19]. For general character handling and internationalization issues, see Section 14.
case_insensitiveおよびcase_preserving属性に関して、各UCS-4文字（UTF-8がエンコード）は、RFC 3454 [19]の付録B.2に従ってマッピングできます。一般的な文字処理と国際化の問題については、セクション14を参照してください。
As described in Section 18.39, the client can request a minimum delay for notifications of changes to attributes, but the server is free to ignore what the client requests. The client can determine in advance what notification delays the server will accept by sending a GETATTR operation for either or both of two directory notification attributes. When the client calls the GET_DIR_DELEGATION operation and asks for attribute change notifications, it should request notification delays that are no less than the values in the server-provided attributes.
セクション18.39で説明したように、クライアントは属性の変更通知の最小遅延を要求できますが、サーバーはクライアントが要求するものを自由に無視できます。クライアントは、2つのディレクトリ通知属性のいずれかまたは両方に対してGETATTR操作を送信することで、サーバーが受け入れる通知の遅延を事前に決定できます。クライアントがGET_DIR_DELEGATION操作を呼び出し、属性変更通知を要求する場合、サーバーが提供する属性の値以上の通知遅延を要求する必要があります。
The dir_notif_delay attribute is the minimum number of seconds the server will delay before notifying the client of a change to the directory's attributes.
dir_notif_delay属性は、ディレクトリの属性の変更をクライアントに通知する前にサーバーが遅延する最小秒数です。
The dirent_notif_delay attribute is the minimum number of seconds the server will delay before notifying the client of a change to a file object that has an entry in the directory.
dirent_notif_delay属性は、ディレクトリにエントリを持つファイルオブジェクトへの変更をクライアントに通知する前にサーバーが遅延する最小秒数です。
The fs_layout_type attribute (see Section 3.3.13) applies to a file system and indicates what layout types are supported by the file system. When the client encounters a new fsid, the client SHOULD obtain the value for the fs_layout_type attribute associated with the new file system. This attribute is used by the client to determine if the layout types supported by the server match any of the client's supported layout types.
fs_layout_type属性（セクション3.3.13を参照）はファイルシステムに適用され、ファイルシステムでサポートされているレイアウトタイプを示します。クライアントが新しいfsidを検出すると、クライアントは新しいファイルシステムに関連付けられたfs_layout_type属性の値を取得する必要があります（SHOULD）。クライアントがこの属性を使用して、サーバーがサポートするレイアウトタイプが、クライアントがサポートするレイアウトタイプと一致するかどうかを判断します。
When a client holds layouts on files of a file system, the layout_alignment attribute indicates the preferred alignment for I/O to files on that file system. Where possible, the client should send READ and WRITE operations with offsets that are whole multiples of the layout_alignment attribute.
クライアントがファイルシステムのファイルのレイアウトを保持している場合、layout_alignment属性は、そのファイルシステムのファイルへのI / Oの優先配置を示します。可能であれば、クライアントは、layout_alignment属性の整数倍のオフセットを指定して、READおよびWRITE操作を送信する必要があります。
When a client holds layouts on files of a file system, the layout_blksize attribute indicates the preferred block size for I/O to files on that file system. Where possible, the client should send READ operations with a count argument that is a whole multiple of layout_blksize, and WRITE operations with a data argument of size that is a whole multiple of layout_blksize.
クライアントがファイルシステムのファイルのレイアウトを保持している場合、layout_blksize属性は、そのファイルシステムのファイルへのI / Oの優先ブロックサイズを示します。可能な場合、クライアントは、layout_blksizeの整数倍のcount引数を使用してREAD操作を送信し、layout_blksizeの整数倍のサイズのdata引数を使用してWRITE操作を送信する必要があります。
The layout_hint attribute (see Section 3.3.19) may be set on newly created files to influence the metadata server's choice for the file's layout. If possible, this attribute is one of those set in the initial attributes within the OPEN operation. The metadata server may choose to ignore this attribute. The layout_hint attribute is a subset of the layout structure returned by LAYOUTGET. For example, instead of specifying particular devices, this would be used to suggest the stripe width of a file. The server implementation determines which fields within the layout will be used.
ファイルのレイアウトに関するメタデータサーバーの選択に影響を与えるために、layout_hint属性（セクション3.3.19を参照）を新しく作成したファイルに設定できます。可能な場合、この属性は、OPEN操作の初期属性で設定された属性の1つです。メタデータサーバーは、この属性を無視することを選択できます。 layout_hint属性は、LAYOUTGETによって返されるレイアウト構造のサブセットです。たとえば、特定のデバイスを指定する代わりに、これを使用してファイルのストライプ幅を提案します。サーバーの実装により、レイアウト内のどのフィールドが使用されるかが決まります。
This attribute lists the layout type(s) available for a file. The value returned by the server is for informational purposes only. The client will use the LAYOUTGET operation to obtain the information needed in order to perform I/O, for example, the specific device information for the file and its layout.
この属性は、ファイルで使用可能なレイアウトタイプをリストします。サーバーから返される値は、情報提供のみを目的としています。クライアントは、LAYOUTGET操作を使用して、I / Oを実行するために必要な情報（ファイルの特定のデバイス情報やそのレイアウトなど）を取得します。
This attribute is a server-provided hint used to communicate to the client when it is more efficient to send READ and WRITE operations to the metadata server or the data server. The two types of thresholds described are file size thresholds and I/O size thresholds. If a file's size is smaller than the file size threshold, data accesses SHOULD be sent to the metadata server. If an I/O request has a length that is below the I/O size threshold, the I/O SHOULD be sent to the metadata server. Each threshold type is specified separately for read and write.
この属性は、サーバーが提供するヒントであり、READおよびWRITE操作をメタデータサーバーまたはデータサーバーに送信する方が効率的である場合に、クライアントとの通信に使用されます。説明されている2種類のしきい値は、ファイルサイズのしきい値とI / Oサイズのしきい値です。ファイルのサイズがファイルサイズのしきい値よりも小さい場合、データアクセスはメタデータサーバーに送信される必要があります（SHOULD）。 I / O要求の長さがI / Oサイズのしきい値を下回っている場合は、I / Oをメタデータサーバーに送信する必要があります（SHOULD）。各しきい値タイプは、読み取りと書き込みに対して個別に指定されます。
The server MAY provide both types of thresholds for a file. If both file size and I/O size are provided, the client SHOULD reach or exceed both thresholds before sending its read or write requests to the data server. Alternatively, if only one of the specified thresholds is reached or exceeded, the I/O requests are sent to the metadata server.
サーバーは、ファイルに対して両方のタイプのしきい値を提供する場合があります。ファイルサイズとI / Oサイズの両方が指定されている場合、クライアントは、データサーバーに読み取り要求または書き込み要求を送信する前に、両方のしきい値に達するか超える必要があります（SHOULD）。または、指定されたしきい値の1つのみに到達または超過した場合、I / O要求はメタデータサーバーに送信されます。
For each threshold type, a value of zero indicates no READ or WRITE should be sent to the metadata server, while a value of all ones indicates that all READs or WRITEs should be sent to the metadata server.
しきい値のタイプごとに、値0は読み取りまたは書き込みをメタデータサーバーに送信しないことを示し、値1はすべての読み取りまたは書き込みをメタデータサーバーに送信する必要があることを示します。
The attribute is available on a per-filehandle basis. If the current filehandle refers to a non-pNFS file or directory, the metadata server should return an attribute that is representative of the filehandle's file system. It is suggested that this attribute is queried as part of the OPEN operation. Due to dynamic system changes, the client should not assume that the attribute will remain constant for any specific time period; thus, it should be periodically refreshed.
この属性は、ファイルハンドルごとに使用できます。現在のファイルハンドルが非pNFSファイルまたはディレクトリを参照している場合、メタデータサーバーはファイルハンドルのファイルシステムを表す属性を返す必要があります。この属性は、OPEN操作の一部として照会することをお勧めします。動的なシステム変更のため、クライアントは、属性が特定の期間一定であると想定すべきではありません。したがって、定期的に更新する必要があります。
Retention is a concept whereby a file object can be placed in an immutable, undeletable, unrenamable state for a fixed or infinite duration of time. Once in this "retained" state, the file cannot be moved out of the state until the duration of retention has been reached.
保存とは、ファイルオブジェクトを固定または無限の期間、不変、削除不可能、名前変更不可の状態にすることができるという概念です。この「保持」状態になると、保持期間に達するまで、ファイルをその状態から移動できません。
When retention is enabled, retention MUST extend to the data of the file, and the name of file. The server MAY extend retention to any other property of the file, including any subset of REQUIRED, RECOMMENDED, and named attributes, with the exceptions noted in this section.
保存が有効になっている場合、保存はファイルのデータとファイルの名前まで拡張する必要があります。サーバーは、REQUIRED、RECOMMENDED、および名前付き属性のサブセットを含む、ファイルの他のプロパティに保持を拡張できます（MAY）。ただし、このセクションに記載されている例外は除きます。
Servers MAY support or not support retention on any file object type.
サーバーは、任意のファイルオブジェクトタイプの保持をサポートしてもしなくてもかまいません。
The five retention attributes are explained in the next subsections.
5つの保持属性については、次のサブセクションで説明します。
If retention is enabled for the associated file, this attribute's value represents the retention begin time of the file object. This attribute's value is only readable with the GETATTR operation and MUST NOT be modified by the SETATTR operation (Section 5.5). The value of the attribute consists of:
関連ファイルの保存が有効になっている場合、この属性の値はファイルオブジェクトの保存開始時間を表します。この属性の値はGETATTR操作でのみ読み取り可能であり、SETATTR操作（セクション5.5）で変更してはなりません。属性の値は、次のもので構成されます。
const RET4_DURATION_INFINITE = 0xffffffffffffffff;
struct retention_get4 {
uint64_t rg_duration;
nfstime4 rg_begin_time<1>;
};
The field rg_duration is the duration in seconds indicating how long the file will be retained once retention is enabled. The field rg_begin_time is an array of up to one absolute time value. If the array is zero length, no beginning retention time has been established, and retention is not enabled. If rg_duration is equal to RET4_DURATION_INFINITE, the file, once retention is enabled, will be retained for an infinite duration.
フィールドrg_durationは、保持が有効になったときにファイルが保持される期間を示す秒単位の期間です。フィールドrg_begin_timeは、最大1つの絶対時間値の配列です。アレイの長さがゼロの場合、開始保持時間が確立されておらず、保持は有効になっていません。 rg_durationがRET4_DURATION_INFINITEと等しい場合、保持が有効になると、ファイルは無期限に保持されます。
If (as soon as) rg_duration is zero, then rg_begin_time will be of zero length, and again, retention is not (no longer) enabled.
（すぐに）rg_durationがゼロの場合、rg_begin_timeの長さはゼロになり、繰り返しになりますが、保持は（もはや）有効になりません。
This attribute is used to set the retention duration and optionally enable retention for the associated file object. This attribute is only modifiable via the SETATTR operation and MUST NOT be retrieved by the GETATTR operation (Section 5.5). This attribute corresponds to retention_get. The value of the attribute consists of:
この属性を使用して、保持期間を設定し、オプションで関連ファイルオブジェクトの保持を有効にします。この属性はSETATTR操作を介してのみ変更可能であり、GETATTR操作（セクション5.5）によって取得してはなりません（MUST NOT）。この属性は、retention_getに対応しています。属性の値は、次のもので構成されます。
struct retention_set4 {
bool rs_enable;
uint64_t rs_duration<1>;
};
If the client sets rs_enable to TRUE, then it is enabling retention on the file object with the begin time of retention starting from the server's current time and date. The duration of the retention can also be provided if the rs_duration array is of length one. The duration is the time in seconds from the begin time of retention, and if set to RET4_DURATION_INFINITE, the file is to be retained forever. If retention is enabled, with no duration specified in either this SETATTR or a previous SETATTR, the duration defaults to zero seconds. The server MAY restrict the enabling of retention or the duration of retention on the basis of the ACE4_WRITE_RETENTION ACL permission.
クライアントがrs_enableをTRUEに設定すると、サーバーの現在の日付と時刻から始まる保存の開始時刻でファイルオブジェクトの保存が有効になります。 rs_duration配列の長さが1の場合、保持期間も指定できます。期間は保存の開始時刻からの秒単位の時間であり、RET4_DURATION_INFINITEに設定すると、ファイルは永久に保存されます。このSETATTRまたは以前のSETATTRで期間が指定されていない保持が有効な場合、期間はデフォルトでゼロ秒になります。サーバーは、ACE4_WRITE_RETENTION ACL権限に基づいて、保持の有効化または保持期間を制限してもよい（MAY）。
The enabling of retention MUST NOT prevent the enabling of event-based retention or the modification of the retention_hold attribute.
保持の有効化は、イベントベースの保持の有効化や、retention_hold属性の変更を妨げてはなりません（MUST NOT）。
The following rules apply to both the retention_set and retentevt_set attributes.
以下のルールは、retention_set属性とretentevt_set属性の両方に適用されます。
o As long as retention is not enabled, the client is permitted to decrease the duration.
o 保持が有効になっていない限り、クライアントは期間を短縮できます。
o The duration can always be set to an equal or higher value, even if retention is enabled. Note that once retention is enabled, the actual duration (as returned by the retention_get or retentevt_get attributes; see Section 5.13.1 or Section 5.13.3) is constantly counting down to zero (one unit per second), unless the duration was set to RET4_DURATION_INFINITE. Thus, it will not be possible for the client to precisely extend the duration on a file that has retention enabled.
o 保存期間が有効になっている場合でも、期間は常に同じかそれ以上の値に設定できます。保存が有効になると、実際の継続時間（retention_getまたはretentevt_get属性によって返されるように、セクション5.13.1またはセクション5.13.3を参照）は、継続時間が0に設定されていない限り、常にゼロまでカウントダウンされます（1秒あたり1ユニット） RET4_DURATION_INFINITE。したがって、保持が有効になっているファイルの期間をクライアントが正確に延長することはできません。
o While retention is enabled, attempts to disable retention or decrease the retention's duration MUST fail with the error NFS4ERR_INVAL.
o 保存が有効になっている間、保存を無効にするか、保存期間を短縮しようとすると、エラーNFS4ERR_INVALで失敗する必要があります。
o If the principal attempting to change retention_set or retentevt_set does not have ACE4_WRITE_RETENTION permissions, the attempt MUST fail with NFS4ERR_ACCESS.
o Retention_setまたはretentevt_setを変更しようとするプリンシパルにACE4_WRITE_RETENTION権限がない場合、NFS4ERR_ACCESSで失敗する必要があります。
Gets the event-based retention duration, and if enabled, the event-based retention begin time of the file object. This attribute is like retention_get, but refers to event-based retention. The event that triggers event-based retention is not defined by the NFSv4.1 specification.
イベントベースの保存期間を取得します。有効になっている場合は、ファイルオブジェクトのイベントベースの保存開始時刻を取得します。この属性は、retention_getに似ていますが、イベントベースの保持を指します。イベントベースの保存をトリガーするイベントは、NFSv4.1仕様では定義されていません。
Sets the event-based retention duration, and optionally enables event-based retention on the file object. This attribute corresponds to retentevt_get and is like retention_set, but refers to event-based retention. When event-based retention is set, the file MUST be retained even if non-event-based retention has been set, and the duration of non-event-based retention has been reached. Conversely, when non-event-based retention has been set, the file MUST be retained even if event-based retention has been set, and the duration of event-based retention has been reached. The server MAY restrict the enabling of event-based retention or the duration of event-based retention on the basis of the ACE4_WRITE_RETENTION ACL permission. The enabling of event-based retention MUST NOT prevent the enabling of non-event-based retention or the modification of the retention_hold attribute.
イベントベースの保存期間を設定し、オプションでファイルオブジェクトのイベントベースの保存を有効にします。この属性はretentevt_getに対応し、retention_setに似ていますが、イベントベースの保持を指します。イベントベースの保存が設定されている場合、非イベントベースの保存が設定されていて、非イベントベースの保存期間に達している場合でも、ファイルを保存する必要があります。逆に、非イベントベースの保存が設定されている場合、イベントベースの保存が設定されていて、イベントベースの保存期間に達している場合でも、ファイルを保存する必要があります。サーバーは、ACE4_WRITE_RETENTION ACL権限に基づいて、イベントベースの保持またはイベントベースの保持の期間の有効化を制限してもよい（MAY）。イベントベースの保持を有効にしても、非イベントベースの保持を有効にしたり、retention_hold属性を変更したりしてはなりません。
Gets or sets administrative retention holds, one hold per bit position.
ビット位置ごとに1つの保留である管理保持の保留を取得または設定します。
This attribute allows one to 64 administrative holds, one hold per bit on the attribute. If retention_hold is not zero, then the file MUST NOT be deleted, renamed, or modified, even if the duration on enabled event or non-event-based retention has been reached. The server MAY restrict the modification of retention_hold on the basis of the ACE4_WRITE_RETENTION_HOLD ACL permission. The enabling of administration retention holds does not prevent the enabling of event-based or non-event-based retention.
この属性では、1〜64の管理保留が可能で、属性のビットごとに1つの保留があります。 Retention_holdがゼロでない場合、有効なイベントまたは非イベントベースの保存期間に達した場合でも、ファイルを削除、名前変更、または変更してはなりません（MUST NOT）。サーバーは、ACE4_WRITE_RETENTION_HOLD ACL権限に基づいて、retention_holdの変更を制限してもよい（MAY）。管理保持を有効にしても、イベントベースまたは非イベントベースの保持を有効にすることはできます。
If the principal attempting to change retention_hold does not have ACE4_WRITE_RETENTION_HOLD permissions, the attempt MUST fail with NFS4ERR_ACCESS.
Retention_holdを変更しようとするプリンシパルにACE4_WRITE_RETENTION_HOLD権限がない場合、NFS4ERR_ACCESSで失敗する必要があります。
Access Control Lists (ACLs) are file attributes that specify fine-grained access control. This section covers the "acl", "dacl", "sacl", "aclsupport", "mode", and "mode_set_masked" file attributes and their interactions. Note that file attributes may apply to any file system object.
アクセス制御リスト（ACL）は、きめ細かいアクセス制御を指定するファイル属性です。このセクションでは、「acl」、「dacl」、「sacl」、「aclsupport」、「mode」、および「mode_set_masked」ファイルの属性とそれらの相互作用について説明します。ファイル属性は任意のファイルシステムオブジェクトに適用できることに注意してください。
ACLs and modes represent two well-established models for specifying permissions. This section specifies requirements that attempt to meet the following goals: o If a server supports the mode attribute, it should provide reasonable semantics to clients that only set and retrieve the mode attribute.
ACLとモードは、権限を指定するための2つの確立されたモデルを表します。このセクションでは、次の目標を達成しようとする要件を指定します。oサーバーがモード属性をサポートしている場合、モード属性の設定と取得のみを行うクライアントに適切なセマンティクスを提供する必要があります。
o If a server supports ACL attributes, it should provide reasonable semantics to clients that only set and retrieve those attributes.
o サーバーがACL属性をサポートする場合、それらの属性の設定と取得のみを行うクライアントに適切なセマンティクスを提供する必要があります。
o On servers that support the mode attribute, if ACL attributes have never been set on an object, via inheritance or explicitly, the behavior should be traditional UNIX-like behavior.
o モード属性をサポートするサーバーでは、継承または明示的にオブジェクトにACL属性が設定されていない場合、動作は従来のUNIXに似た動作になります。
o On servers that support the mode attribute, if the ACL attributes have been previously set on an object, either explicitly or via inheritance:
o モード属性をサポートするサーバーで、ACL属性がオブジェクトに以前に明示的または継承によって設定されている場合：
* Setting only the mode attribute should effectively control the traditional UNIX-like permissions of read, write, and execute on owner, owner_group, and other.
* mode属性のみを設定することで、owner、owner_groupなどに対する、従来のUNIXに似た読み取り、書き込み、実行のアクセス許可を効果的に制御できます。
* Setting only the mode attribute should provide reasonable security. For example, setting a mode of 000 should be enough to ensure that future OPEN operations for OPEN4_SHARE_ACCESS_READ or OPEN4_SHARE_ACCESS_WRITE by any principal fail, regardless of a previously existing or inherited ACL.
* mode属性のみを設定すると、妥当なセキュリティが提供されます。たとえば、モードを000に設定することで、以前の既存または継承されたACLに関係なく、プリンシパルによるOPEN4_SHARE_ACCESS_READまたはOPEN4_SHARE_ACCESS_WRITEの将来のOPEN操作が失敗することを保証できます。
o NFSv4.1 may introduce different semantics relating to the mode and ACL attributes, but it does not render invalid any previously existing implementations. Additionally, this section provides clarifications based on previous implementations and discussions around them.
o NFSv4.1では、モードとACL属性に関連するさまざまなセマンティクスが導入される可能性がありますが、以前の既存の実装が無効になることはありません。さらに、このセクションでは、以前の実装とそれらに関する議論に基づいた説明を提供します。
o On servers that support both the mode and the acl or dacl attributes, the server must keep the two consistent with each other. The value of the mode attribute (with the exception of the three high-order bits described in Section 6.2.4) must be determined entirely by the value of the ACL, so that use of the mode is never required for anything other than setting the three high-order bits. See Section 6.4.1 for exact requirements.
o モードとaclまたはdacl属性の両方をサポートするサーバーでは、サーバーは2つを互いに一貫性のある状態に保つ必要があります。モード属性の値（セクション6.2.4で説明されている上位3ビットを除く）は、ACLの値によって完全に決定される必要があるため、モードの使用は、上位3ビット。正確な要件については、セクション6.4.1を参照してください。
o When a mode attribute is set on an object, the ACL attributes may need to be modified in order to not conflict with the new mode. In such cases, it is desirable that the ACL keep as much information as possible. This includes information about inheritance, AUDIT and ALARM ACEs, and permissions granted and denied that do not conflict with the new mode.
o オブジェクトにモード属性が設定されている場合、新しいモードと競合しないようにACL属性を変更する必要がある場合があります。そのような場合、ACLができるだけ多くの情報を保持することが望ましいです。これには、継承、AUDITとALARM ACE、および新しいモードと競合しない許可および拒否された権限に関する情報が含まれます。
The NFSv4.1 ACL attribute contains an array of Access Control Entries (ACEs) that are associated with the file system object. Although the client can set and get the acl attribute, the server is responsible for using the ACL to perform access control. The client can use the OPEN or ACCESS operations to check access without modifying or reading data or metadata.
NFSv4.1 ACL属性には、ファイルシステムオブジェクトに関連付けられているアクセス制御エントリ（ACE）の配列が含まれています。クライアントはacl属性を設定および取得できますが、サーバーはACLを使用してアクセス制御を実行する必要があります。クライアントは、OPENまたはACCESS操作を使用して、データやメタデータを変更したり読み取ったりせずにアクセスを確認できます。
The NFS ACE structure is defined as follows:
NFS ACE構造は次のように定義されます。
typedef uint32_t acetype4;
typedef uint32_t acetype4;
typedef uint32_t aceflag4;
typedef uint32_t aceflag4;
typedef uint32_t acemask4;
typedef uint32_t acemask4;
struct nfsace4 {
acetype4 type;
aceflag4 flag;
acemask4 access_mask;
utf8str_mixed who;
};
To determine if a request succeeds, the server processes each nfsace4 entry in order. Only ACEs that 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 is no longer considered in the processing of later ACEs. If an ACCESS_DENIED_ACE is encountered where the requester's access still has unALLOWED bits in common with the "access_mask" of the ACE, the request is denied. When the ACL is fully processed, if there are bits in the requester's mask that have not been ALLOWED or DENIED, access is denied.
リクエストが成功したかどうかを判断するために、サーバーは各nfsace4エントリを順番に処理します。要求者に一致する「who」を持つACEのみが考慮されます。各ACEは、要求者のアクセスのすべてのビットが許可されるまで処理されます。 ACCESS_ALLOWED_ACEによってビット（以下を参照）が許可されると、以降のACEの処理では考慮されなくなります。リクエスターのアクセスにACEの「access_mask」と共通のunALLOWEDビットが含まれているACCESS_DENIED_ACEが検出された場合、要求は拒否されます。 ACLが完全に処理されたときに、リクエスタのマスクに許可または拒否されていないビットがある場合、アクセスは拒否されます。
Unlike the ALLOW and DENY ACE types, the ALARM and AUDIT ACE types do not affect a requester's access, and instead are for triggering events as a result of a requester's access attempt. Therefore, AUDIT and ALARM ACEs are processed only after processing ALLOW and DENY ACEs.
ALLOWおよびDENY ACEタイプとは異なり、ALARMおよびAUDIT ACEタイプはリクエスターのアクセスに影響せず、リクエスターのアクセス試行の結果としてイベントをトリガーするためのものです。したがって、AUDITおよびALARM ACEは、ALLOWおよびDENY ACEを処理した後でのみ処理されます。
The NFSv4.1 ACL model is quite rich. Some server platforms may provide access-control functionality that goes beyond the UNIX-style mode attribute, but that is not as rich as the NFS ACL model. So that users can take advantage of this more limited functionality, the server may support the acl attributes by mapping between its ACL model and the NFSv4.1 ACL model. Servers must ensure that the ACL they actually store or enforce is at least as strict as the NFSv4 ACL that was set. It is tempting to accomplish this by rejecting any ACL that falls outside the small set that can be represented accurately. However, such an approach can render ACLs unusable without special client-side knowledge of the server's mapping, which defeats the purpose of having a common NFSv4 ACL protocol. Therefore, servers should accept every ACL that they can without compromising security. To help accomplish this, servers may make a special exception, in the case of unsupported permission bits, to the rule that bits not ALLOWED or DENIED by an ACL must be denied. For example, a UNIX-style server might choose to silently allow read attribute permissions even though an ACL does not explicitly allow those permissions. (An ACL that explicitly denies permission to read attributes should still be rejected.)
NFSv4.1 ACLモデルは非常に豊富です。一部のサーバープラットフォームは、UNIXスタイルのモード属性を超えるアクセス制御機能を提供する場合がありますが、NFS ACLモデルほど豊富ではありません。ユーザーがこのより限定された機能を利用できるように、サーバーはACLモデルとNFSv4.1 ACLモデルの間のマッピングによってacl属性をサポートする場合があります。サーバーは、サーバーが実際に格納または実施するACLが、少なくとも設定されたNFSv4 ACLと同じくらい厳格であることを確認する必要があります。正確に表すことができる小さなセットの外にあるACLを拒否することでこれを実現したくなります。ただし、このようなアプローチでは、サーバー側のマッピングに関するクライアント側の特別な知識がなければ、ACLが使用できなくなる可能性があり、これは一般的なNFSv4 ACLプロトコルを持つ目的に反します。したがって、サーバーはセキュリティを犠牲にすることなく、可能なすべてのACLを受け入れる必要があります。これを実現するために、サーバーは、サポートされていない許可ビットの場合、ACLによって許可または拒否されていないビットを拒否する必要があるという規則に対して、特別な例外を作成する場合があります。たとえば、UNIXスタイルのサーバーは、ACLが明示的にアクセス許可を許可していなくても、読み取り属性アクセス許可をサイレントに許可することを選択する場合があります。 （属性を読み取るためのアクセス許可を明示的に拒否するACLは、引き続き拒否されます。）
The situation is complicated by the fact that a server may have multiple modules that enforce ACLs. For example, the enforcement for NFSv4.1 access may be different from, but not weaker than, the enforcement for local access, and both may be different from the enforcement for access through other protocols such as SMB (Server Message Block). So it may be useful for a server to accept an ACL even if not all of its modules are able to support it.
サーバーには、ACLを適用する複数のモジュールがある場合があるため、状況は複雑です。たとえば、NFSv4.1アクセスの施行は、ローカルアクセスの施行とは異なりますが、それよりも弱くはなく、どちらもSMB（サーバーメッセージブロック）などの他のプロトコルを介したアクセスの施行とは異なる場合があります。そのため、すべてのモジュールがACLをサポートできるわけではない場合でも、サーバーがACLを受け入れると便利な場合があります。
The guiding principle with regard to NFSv4 access is that the server must not accept ACLs that appear to make access to the file more restrictive than it really is.
NFSv4アクセスに関する基本原則は、サーバーがファイルへのアクセスを実際よりも制限するように見えるACLを受け入れてはならないということです。
The constants used for the type field (acetype4) are as follows:
タイプフィールド（acetype4）に使用される定数は次のとおりです。
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;
Only the ALLOWED and DENIED bits may be used in the dacl attribute, and only the AUDIT and ALARM bits may be used in the sacl attribute. All four are permitted in the acl attribute.
ALLOWEDおよびDENIEDビットのみがdacl属性で使用でき、AUDITおよびALARMビットのみがsacl属性で使用できます。 4つすべてがacl属性で許可されます。
+------------------------------+--------------+---------------------+
| Value | Abbreviation | Description |
+------------------------------+--------------+---------------------+
| ACE4_ACCESS_ALLOWED_ACE_TYPE | ALLOW | Explicitly grants |
| | | the access defined |
| | | in acemask4 to the |
| | | file or directory. |
| ACE4_ACCESS_DENIED_ACE_TYPE | DENY | Explicitly denies |
| | | the access defined |
| | | in acemask4 to the |
| | | file or directory. |
| ACE4_SYSTEM_AUDIT_ACE_TYPE | AUDIT | Log (in a |
| | | system-dependent |
| | | way) any access |
| | | attempt to a file |
| | | or directory that |
| | | uses any of the |
| | | access methods |
| | | specified in |
| | | acemask4. |
| ACE4_SYSTEM_ALARM_ACE_TYPE | ALARM | Generate an alarm |
| | | (in a |
| | | system-dependent |
| | | way) when any |
| | | access attempt is |
| | | made to a file or |
| | | directory for the |
| | | access methods |
| | | specified in |
| | | acemask4. |
+------------------------------+--------------+---------------------+
The "Abbreviation" column denotes how the types will be referred to throughout the rest of this section.
「略語」の列は、このセクションの残りの部分でタイプがどのように参照されるかを示しています。
A server need not support all of the above ACE types. This attribute indicates which ACE types are supported for the current file system. The bitmask constants used to represent the above definitions within the aclsupport attribute are as follows:
サーバーは、上記のACEタイプのすべてをサポートする必要はありません。この属性は、現在のファイルシステムでサポートされているACEタイプを示します。 aclsupport属性内の上記の定義を表すために使用されるビットマスク定数は次のとおりです。
const ACL4_SUPPORT_ALLOW_ACL = 0x00000001;
const ACL4_SUPPORT_DENY_ACL = 0x00000002;
const ACL4_SUPPORT_AUDIT_ACL = 0x00000004;
const ACL4_SUPPORT_ALARM_ACL = 0x00000008;
Servers that support either the ALLOW or DENY ACE type SHOULD support both ALLOW and DENY ACE types.
ALLOWまたはDENY ACEタイプをサポートするサーバーは、ALLOWおよびDENY ACEタイプの両方をサポートする必要があります（SHOULD）。
Clients should not attempt to set an ACE unless the server claims support for that ACE type. If the server receives a request to set an ACE that it cannot store, it MUST reject the request with NFS4ERR_ATTRNOTSUPP. If the server receives a request to set an ACE that it can store but cannot enforce, the server SHOULD reject the request with NFS4ERR_ATTRNOTSUPP.
サーバーがそのACEタイプのサポートを要求しない限り、クライアントはACEを設定しないでください。サーバーは、格納できないACEを設定する要求を受信した場合、NFS4ERR_ATTRNOTSUPPを使用して要求を拒否する必要があります。サーバーが格納できるが強制できないACEを設定する要求を受信した場合、サーバーはNFS4ERR_ATTRNOTSUPPを使用して要求を拒否する必要があります（SHOULD）。
Support for any of the ACL attributes is optional (albeit RECOMMENDED). However, a server that supports either of the new ACL attributes (dacl or sacl) MUST allow use of the new ACL attributes to access all of the ACE types that it supports. In other words, if such a server supports ALLOW or DENY ACEs, then it MUST support the dacl attribute, and if it supports AUDIT or ALARM ACEs, then it MUST support the sacl attribute.
ACL属性のサポートはオプションです（推奨）。ただし、新しいACL属性（daclまたはsacl）のいずれかをサポートするサーバーでは、新しいACL属性を使用して、サポートするすべてのACEタイプにアクセスできるようにする必要があります。言い換えると、そのようなサーバーがALLOWまたはDENY ACEをサポートする場合は、dacl属性をサポートする必要があり、AUDITまたはALARM ACEをサポートする場合は、sacl属性をサポートする必要があります。
The bitmask constants used for the access mask field are as follows:
アクセスマスクフィールドに使用されるビットマスク定数は次のとおりです。
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_WRITE_RETENTION = 0x00000200;
const ACE4_WRITE_RETENTION_HOLD = 0x00000400;
const ACE4_DELETE = 0x00010000;
const ACE4_READ_ACL = 0x00020000;
const ACE4_WRITE_ACL = 0x00040000;
const ACE4_WRITE_OWNER = 0x00080000;
const ACE4_SYNCHRONIZE = 0x00100000;
Note that some masks have coincident values, for example, ACE4_READ_DATA and ACE4_LIST_DIRECTORY. The mask entries ACE4_LIST_DIRECTORY, ACE4_ADD_FILE, and ACE4_ADD_SUBDIRECTORY are intended to be used with directory objects, while ACE4_READ_DATA, ACE4_WRITE_DATA, and ACE4_APPEND_DATA are intended to be used with non-directory objects.
ACE4_READ_DATAとACE4_LIST_DIRECTORYなど、一部のマスクには一致する値があることに注意してください。マスクエントリACE4_LIST_DIRECTORY、ACE4_ADD_FILE、およびACE4_ADD_SUBDIRECTORYは、ディレクトリオブジェクトでの使用を目的としていますが、ACE4_READ_DATA、ACE4_WRITE_DATA、およびACE4_APPEND_DATAは、非ディレクトリオブジェクトでの使用を目的としています。
ACE4_READ_DATA
ACE4_READ_DATA
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
READ
読んだ
OPEN
開いた
Discussion:
討論：
Permission to read the data of the file.
ファイルのデータを読み取る権限。
Servers SHOULD allow a user the ability to read the data of the file when only the ACE4_EXECUTE access mask bit is allowed.
サーバーは、ACE4_EXECUTEアクセスマスクビットのみが許可されている場合に、ユーザーがファイルのデータを読み取ることができるようにする必要があります（SHOULD）。
ACE4_LIST_DIRECTORY
ACE4_LIST_DIRECTORY
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
READDIR
READDIR
Discussion:
討論：
Permission to list the contents of a directory.
ディレクトリの内容を一覧表示する権限。
ACE4_WRITE_DATA
ACE4_WRITE_DATA
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
WRITE
書く
OPEN
開いた
SETATTR of size
サイズのSETATTR
Discussion:
討論：
Permission to modify a file's data.
ファイルのデータを変更する権限。
ACE4_ADD_FILE
ACE4_ADD_FILE
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
CREATE
作成する
LINK
リンク
OPEN
開いた
RENAME
名前を変更
Discussion:
討論：
Permission to add a new file in a directory. The CREATE operation is affected when nfs_ftype4 is NF4LNK, NF4BLK, NF4CHR, NF4SOCK, or NF4FIFO. (NF4DIR is not listed because it is covered by ACE4_ADD_SUBDIRECTORY.) OPEN is affected when used to create a regular file. LINK and RENAME are always affected.
ディレクトリに新しいファイルを追加する権限。 nfs_ftype4がNF4LNK、NF4BLK、NF4CHR、NF4SOCK、またはNF4FIFOの場合、CREATE操作が影響を受けます。 （NF4DIRはACE4_ADD_SUBDIRECTORYでカバーされているため、リストに含まれていません。）OPENは、通常のファイルの作成に使用された場合に影響を受けます。 LINKとRENAMEは常に影響を受けます。
ACE4_APPEND_DATA
ACE4_APPEND_DATA
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
WRITE
書く
OPEN
開いた
SETATTR of size
サイズのSETATTR
Discussion:
討論：
The ability to modify a file's data, but only starting at EOF. This allows for the notion of append-only files, by allowing ACE4_APPEND_DATA and denying ACE4_WRITE_DATA to the same user or group. If a file has an ACL such as the one described above and a WRITE request is made for somewhere other than EOF, the server SHOULD return NFS4ERR_ACCESS.
ファイルのデータを変更する機能。ただし、EOFからのみ開始。これにより、ACE4_APPEND_DATAを許可し、同じユーザーまたはグループに対してACE4_WRITE_DATAを拒否することで、追加専用ファイルの概念が可能になります。ファイルに上記のようなACLがあり、EOF以外の場所に対してWRITE要求が行われた場合、サーバーはNFS4ERR_ACCESSを返す必要があります（SHOULD）。
ACE4_ADD_SUBDIRECTORY
ACE4_ADD_SUBDIRECTORY
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
CREATE
作成する
RENAME
名前を変更
Discussion:
討論：
Permission to create a subdirectory in a directory. The CREATE operation is affected when nfs_ftype4 is NF4DIR. The RENAME operation is always affected.
ディレクトリにサブディレクトリを作成する権限。 nfs_ftype4がNF4DIRの場合、CREATE操作が影響を受けます。 RENAME操作は常に影響を受けます。
ACE4_READ_NAMED_ATTRS
ACE4_READ_NAMED_ATTRS
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
OPENATTR
OPENATTR
Discussion:
討論：
Permission to read the named attributes of a file or to look up the named attribute directory. OPENATTR is affected when it is not used to create a named attribute directory. This is when 1) createdir is TRUE, but a named attribute directory already exists, or 2) createdir is FALSE.
ファイルの名前付き属性を読み取る権限、または名前付き属性ディレクトリを検索する権限。 OPENATTRは、名前付き属性ディレクトリの作成に使用されない場合に影響を受けます。これは、1）createdirはTRUEであるが、名前付き属性ディレクトリがすでに存在する場合、または2）createdirがFALSEの場合です。
ACE4_WRITE_NAMED_ATTRS
ACE4_WRITE_NAMED_ATTRS
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
OPENATTR
OPENATTR
Discussion:
討論：
Permission to write the named attributes of a file or to create a named attribute directory. OPENATTR is affected when it is used to create a named attribute directory. This is when createdir is TRUE and no named attribute directory exists. The ability to check whether or not a named attribute directory exists depends on the ability to look it up; therefore, users also need the ACE4_READ_NAMED_ATTRS permission in order to create a named attribute directory.
ファイルの名前付き属性を書き込む権限、または名前付き属性ディレクトリを作成する権限。 OPENATTRを使用して名前付き属性ディレクトリを作成すると、OPENATTRが影響を受けます。これは、createdirがTRUEで、名前付き属性ディレクトリが存在しない場合です。名前付き属性ディレクトリが存在するかどうかを確認する機能は、それを検索する機能に依存します。したがって、名前付き属性ディレクトリを作成するには、ユーザーにもACE4_READ_NAMED_ATTRS権限が必要です。
ACE4_EXECUTE
ACE4_EXECUTE
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
READ
読んだ
OPEN
開いた
REMOVE
削除する
RENAME LINK
リンクの名前を変更
CREATE
作成する
Discussion:
討論：
Permission to execute a file.
ファイルを実行する権限。
Servers SHOULD allow a user the ability to read the data of the file when only the ACE4_EXECUTE access mask bit is allowed. This is because there is no way to execute a file without reading the contents. Though a server may treat ACE4_EXECUTE and ACE4_READ_DATA bits identically when deciding to permit a READ operation, it SHOULD still allow the two bits to be set independently in ACLs, and MUST distinguish between them when replying to ACCESS operations. In particular, servers SHOULD NOT silently turn on one of the two bits when the other is set, as that would make it impossible for the client to correctly enforce the distinction between read and execute permissions.
サーバーは、ACE4_EXECUTEアクセスマスクビットのみが許可されている場合に、ユーザーがファイルのデータを読み取ることができるようにする必要があります（SHOULD）。これは、内容を読み取らずにファイルを実行する方法がないためです。サーバーはREAD操作を許可することを決定するときにACE4_EXECUTEビットとACE4_READ_DATAビットを同じように扱うことができますが、ACLで2つのビットを個別に設定できるようにする必要があり、ACCESS操作に応答するときはそれらを区別する必要があります。特に、サーバーは2つのビットのいずれかが設定されている場合、一方をオンにしないでください。これにより、クライアントが読み取りと実行のアクセス許可を正しく区別できなくなります。
As an example, following a SETATTR of the following ACL:
例として、次のACLのSETATTRに従います。
nfsuser:ACE4_EXECUTE:ALLOW
nfsuser：ACE4_EXECUTE：ALLOW
A subsequent GETATTR of ACL for that file SHOULD return:
そのファイルのACLの後続のGETATTRは以下を返す必要があります。
nfsuser:ACE4_EXECUTE:ALLOW
nfsuser：ACE4_EXECUTE：ALLOW
Rather than:
のではなく：
nfsuser:ACE4_EXECUTE/ACE4_READ_DATA:ALLOW
ACE4_EXECUTE
ACE4_EXECUTE
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
LOOKUP
調べる
Discussion:
討論：
Permission to traverse/search a directory.
ディレクトリを全探索/検索する権限。
ACE4_DELETE_CHILD
ACE4_DELETE_CHILD
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
REMOVE RENAME
名前を削除
Discussion:
討論：
Permission to delete a file or directory within a directory. See Section 6.2.1.3.2 for information on ACE4_DELETE and ACE4_DELETE_CHILD interact.
ディレクトリ内のファイルまたはディレクトリを削除する権限。 ACE4_DELETEとACE4_DELETE_CHILDの相互作用については、セクション6.2.1.3.2を参照してください。
ACE4_READ_ATTRIBUTES
ACE4_READ_ATTRIBUTES
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
GETATTR of file system object attributes
ファイルシステムオブジェクト属性のGETATTR
VERIFY
確認
NVERIFY
確認しない
READDIR
READDIR
Discussion:
討論：
The ability to read basic attributes (non-ACLs) of a file. On a UNIX system, basic attributes can be thought of as the stat-level attributes. Allowing this access mask bit would mean that the entity can execute "ls -l" and stat. If a READDIR operation requests attributes, this mask must be allowed for the READDIR to succeed.
ファイルの基本属性（非ACL）を読み取る機能。 UNIXシステムでは、基本的な属性は統計レベルの属性と考えることができます。このアクセスマスクビットを許可すると、エンティティは "ls -l"とstatを実行できます。 READDIR操作が属性を要求する場合、READDIRが成功するには、このマスクが許可されている必要があります。
ACE4_WRITE_ATTRIBUTES
ACE4_WRITE_ATTRIBUTES
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
SETATTR of time_access_set, time_backup,
time_access_set、time_backup、のSETATTR
time_create, time_modify_set, mimetype, hidden, system
time_create、time_modify_set、mimetype、hidden、system
Discussion:
討論：
Permission to change the times associated with a file or directory to an arbitrary value. Also permission to change the mimetype, hidden, and system attributes. A user having ACE4_WRITE_DATA or ACE4_WRITE_ATTRIBUTES will be allowed to set the times associated with a file to the current server time.
ファイルまたはディレクトリに関連付けられた時間を任意の値に変更する権限。また、mimetype、hidden、およびsystem属性を変更する権限。 ACE4_WRITE_DATAまたはACE4_WRITE_ATTRIBUTESを持つユーザーは、ファイルに関連付けられた時刻を現在のサーバー時刻に設定できます。
ACE4_WRITE_RETENTION
ACE4_WRITE_RETENTION
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
SETATTR of retention_set, retentevt_set.
Retention_set、retentevt_setのSETATTR。
Discussion:
討論：
Permission to modify the durations of event and non-event-based retention. Also permission to enable event and non-event-based retention. A server MAY behave such that setting ACE4_WRITE_ATTRIBUTES allows ACE4_WRITE_RETENTION.
イベントおよび非イベントベースの保持の期間を変更する権限。また、イベントおよび非イベントベースの保持を有効にする権限。サーバーは、ACE4_WRITE_ATTRIBUTESを設定するとACE4_WRITE_RETENTIONが許可されるように動作する場合があります。
ACE4_WRITE_RETENTION_HOLD
ACE4_WRITE_RETENTION_HOLD
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
SETATTR of retention_hold.
Retention_holdのSETATTR。
Discussion:
討論：
Permission to modify the administration retention holds. A server MAY map ACE4_WRITE_ATTRIBUTES to ACE_WRITE_RETENTION_HOLD.
管理保持を変更する権限が保持されます。サーバーはACE4_WRITE_ATTRIBUTESをACE_WRITE_RETENTION_HOLDにマップしてもよい（MAY）。
ACE4_DELETE
ACE4_DELETE
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
REMOVE
削除する
Discussion:
討論：
Permission to delete the file or directory. See Section 6.2.1.3.2 for information on ACE4_DELETE and ACE4_DELETE_CHILD interact.
ファイルまたはディレクトリを削除する権限。 ACE4_DELETEとACE4_DELETE_CHILDの相互作用については、セクション6.2.1.3.2を参照してください。
ACE4_READ_ACL
ACE4_READ_ACL
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
GETATTR of acl, dacl, or sacl
acl、dacl、またはsaclのGETATTR
NVERIFY
確認しない
VERIFY
確認
Discussion:
討論：
Permission to read the ACL.
ACLを読み取る権限。
ACE4_WRITE_ACL
ACE4_WRITE_ACL
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
SETATTR of acl and mode
ACLとモードのSETATTR
Discussion:
討論：
Permission to write the acl and mode attributes.
aclおよびmode属性を書き込む権限。
ACE4_WRITE_OWNER
ACE4_WRITE_OWNER
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
SETATTR of owner and owner_group
所有者とowner_groupのSETATTR
Discussion:
討論：
Permission to write the owner and owner_group attributes. On UNIX systems, this is the ability to execute chown() and chgrp().
ownerおよびowner_group属性を書き込む権限。 UNIXシステムでは、これはchown()およびchgrp()を実行する機能です。
ACE4_SYNCHRONIZE
ACE4_SYNCHRONIZE
Operation(s) affected:
影響を受ける操作：
NONE
なし
Discussion:
討論：
Permission to use the file object as a synchronization primitive for interprocess communication. This permission is not enforced or interpreted by the NFSv4.1 server on behalf of the client.
プロセス間通信の同期プリミティブとしてファイルオブジェクトを使用する権限。この許可は、クライアントに代わってNFSv4.1サーバーによって強制または解釈されることはありません。
Typically, the ACE4_SYNCHRONIZE permission is only meaningful on local file systems, i.e., file systems not accessed via NFSv4.1. The reason that the permission bit exists is that some operating environments, such as Windows, use ACE4_SYNCHRONIZE.
通常、ACE4_SYNCHRONIZE権限は、ローカルファイルシステム、つまりNFSv4.1を介してアクセスされないファイルシステムでのみ意味があります。許可ビットが存在する理由は、Windowsなどの一部のオペレーティング環境がACE4_SYNCHRONIZEを使用するためです。
For example, if a client copies a file that has ACE4_SYNCHRONIZE set from a local file system to an NFSv4.1 server, and then later copies the file from the NFSv4.1 server to a local file system, it is likely that if ACE4_SYNCHRONIZE was set in the original file, the client will want it set in the second copy. The first copy will not have the permission set unless the NFSv4.1 server has the means to set the ACE4_SYNCHRONIZE bit. The second copy will not have the permission set unless the NFSv4.1 server has the means to retrieve the ACE4_SYNCHRONIZE bit.
たとえば、クライアントがACE4_SYNCHRONIZEが設定されたファイルをローカルファイルシステムからNFSv4.1サーバーにコピーし、その後NFSv4.1サーバーからローカルファイルシステムにファイルをコピーした場合、ACE4_SYNCHRONIZEが元のファイルに設定した場合、クライアントは2番目のコピーに設定する必要があります。 NFSv4.1サーバーにACE4_SYNCHRONIZEビットを設定する手段がない限り、最初のコピーには権限が設定されません。 NFSv4.1サーバーにACE4_SYNCHRONIZEビットを取得する手段がない限り、2番目のコピーには権限が設定されません。
Server implementations need not provide the granularity of control that is implied by this list of masks. For example, POSIX-based systems might not distinguish ACE4_APPEND_DATA (the ability to append to a file) from ACE4_WRITE_DATA (the ability to modify existing contents); both masks would be tied to a single "write" permission [20]. When such a server returns attributes to the client, it would show both ACE4_APPEND_DATA and ACE4_WRITE_DATA if and only if the write permission is enabled.
サーバーの実装は、このマスクのリストが意味する細かい制御を提供する必要はありません。たとえば、POSIXベースのシステムでは、ACE4_APPEND_DATA（ファイルに追加する機能）とACE4_WRITE_DATA（既存のコンテンツを変更する機能）を区別できない場合があります。両方のマスクは、単一の「書き込み」権限[20]に関連付けられます。このようなサーバーが属性をクライアントに返す場合、書き込み権限が有効になっている場合にのみ、ACE4_APPEND_DATAとACE4_WRITE_DATAの両方が表示されます。
If a server receives a SETATTR request that it cannot accurately implement, it should err in the direction of more restricted access, except in the previously discussed cases of execute and read. For example, suppose a server cannot distinguish overwriting data from appending new data, as described in the previous paragraph. If a client submits an ALLOW ACE where ACE4_APPEND_DATA is set but ACE4_WRITE_DATA is not (or vice versa), the server should either turn off ACE4_APPEND_DATA or reject the request with NFS4ERR_ATTRNOTSUPP.
サーバーが正確に実装できないSETATTR要求を受け取った場合、前述の実行と読み取りの場合を除いて、より制限されたアクセスの方向にエラーが発生します。たとえば、前の段落で説明したように、サーバーがデータの上書きと新しいデータの追加を区別できないとします。クライアントがACE4_APPEND_DATAが設定されているがACE4_WRITE_DATAが設定されていない（またはその逆の）ALLOW ACEを送信する場合、サーバーはACE4_APPEND_DATAをオフにするか、NFS4ERR_ATTRNOTSUPPで要求を拒否する必要があります。
Two access mask bits govern the ability to delete a directory entry: ACE4_DELETE on the object itself (the "target") and ACE4_DELETE_CHILD on the containing directory (the "parent").
2つのアクセスマスクビットは、ディレクトリエントリを削除する機能を管理します。オブジェクト自体（「ターゲット」）のACE4_DELETEと、それを含むディレクトリ（「親」）のACE4_DELETE_CHILDです。
Many systems also take the "sticky bit" (MODE4_SVTX) on a directory to allow unlink only to a user that owns either the target or the parent; on some such systems the decision also depends on whether the target is writable.
多くのシステムでは、ディレクトリで「スティッキービット」（MODE4_SVTX）を使用して、ターゲットまたは親のいずれかを所有するユーザーのみへのリンク解除を許可します。一部のそのようなシステムでは、決定はターゲットが書き込み可能かどうかにも依存します。
Servers SHOULD allow unlink if either ACE4_DELETE is permitted on the target, or ACE4_DELETE_CHILD is permitted on the parent. (Note that this is true even if the parent or target explicitly denies one of these permissions.)
ターゲットでACE4_DELETEが許可されている場合、または親でACE4_DELETE_CHILDが許可されている場合、サーバーはリンク解除を許可する必要があります（SHOULD）。 （これは、親またはターゲットがこれらの権限の1つを明示的に拒否した場合でも当てはまります。）
If the ACLs in question neither explicitly ALLOW nor DENY either of the above, and if MODE4_SVTX is not set on the parent, then the server SHOULD allow the removal if and only if ACE4_ADD_FILE is permitted. In the case where MODE4_SVTX is set, the server may also require the remover to own either the parent or the target, or may require the target to be writable.
問題のACLが上記のいずれも明示的に許可も拒否もせず、MODE4_SVTXが親で設定されていない場合、サーバーは、ACE4_ADD_FILEが許可されている場合に限り、削除を許可する必要があります（SHOULD）。 MODE4_SVTXが設定されている場合、サーバーはリムーバーが親またはターゲットのいずれかを所有することを要求するか、ターゲットが書き込み可能であることを要求する場合があります。
This allows servers to support something close to traditional UNIX-like semantics, with ACE4_ADD_FILE taking the place of the write bit.
これにより、サーバーは、書き込みビットの代わりにACE4_ADD_FILEを使用して、従来のUNIXに似たセマンティクスに近いものをサポートできます。
The bitmask constants used for the flag field are as follows:
フラグフィールドに使用されるビットマスク定数は次のとおりです。
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_INHERITED_ACE = 0x00000080;
A server need not support any of these flags. If the server supports flags that are similar to, but not exactly the same as, these flags, the implementation may define a mapping between the protocol-defined flags and the implementation-defined flags.
サーバーはこれらのフラグをサポートする必要はありません。サーバーがこれらのフラグに類似しているが完全に同じではないフラグをサポートしている場合、実装はプロトコル定義のフラグと実装定義のフラグとの間のマッピングを定義できます。
For example, suppose a client tries to set an ACE with ACE4_FILE_INHERIT_ACE set but not ACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACE. If the server does not support any form of ACL inheritance, the server should reject the request with NFS4ERR_ATTRNOTSUPP. If the server supports a single "inherit ACE" flag that applies to both files and directories, the server may reject the request (i.e., requiring the client to set both the file and directory inheritance flags). The server may also accept the request and silently turn on the ACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACE flag.
たとえば、クライアントがACE4_FILE_INHERIT_ACEを設定してACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACEを設定せずにACEを設定しようとしているとします。サーバーがどの形式のACL継承もサポートしていない場合、サーバーはNFS4ERR_ATTRNOTSUPPを使用して要求を拒否する必要があります。サーバーがファイルとディレクトリの両方に適用される単一の「継承ACE」フラグをサポートしている場合、サーバーはリクエストを拒否する可能性があります（つまり、クライアントにファイルとディレクトリの両方の継承フラグを設定するよう要求する）。サーバーは要求を受け入れ、サイレントにACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACEフラグをオンにすることもできます。
ACE4_FILE_INHERIT_ACE Any non-directory file in any sub-directory will get this ACE inherited.
ACE4_FILE_INHERIT_ACEサブディレクトリ内の非ディレクトリファイルは、このACEを継承します。
ACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACE Can be placed on a directory and indicates that this ACE should be added to each new directory created. If this flag is set in an ACE in an ACL attribute to be set on a non-directory file system object, the operation attempting to set the ACL SHOULD fail with NFS4ERR_ATTRNOTSUPP.
ACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACEディレクトリに配置でき、このACEを、作成される新しい各ディレクトリに追加する必要があることを示します。このフラグが、ディレクトリ以外のファイルシステムオブジェクトに設定されるACL属性のACEで設定されている場合、ACLを設定しようとする操作はNFS4ERR_ATTRNOTSUPPで失敗する必要があります。
ACE4_NO_PROPAGATE_INHERIT_ACE Can be placed on a directory. This flag tells the server that inheritance of this ACE should stop at newly created child directories.
ACE4_NO_PROPAGATE_INHERIT_ACEディレクトリに配置できます。このフラグは、このACEの継承が新しく作成された子ディレクトリで停止することをサーバーに通知します。
ACE4_INHERIT_ONLY_ACE Can be placed on a directory but does not apply to the directory; ALLOW and DENY ACEs with this bit set do not affect access to the directory, and AUDIT and ALARM ACEs with this bit set do not trigger log or alarm events. Such ACEs only take effect once they are applied (with this bit cleared) to newly created files and directories as specified by the ACE4_FILE_INHERIT_ACE and ACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACE flags.
ACE4_INHERIT_ONLY_ACEディレクトリに配置できますが、ディレクトリには適用されません。このビットが設定されたALLOWおよびDENY ACEは、ディレクトリへのアクセスに影響を与えません。また、このビットが設定されたAUDITおよびALARM ACEは、ログまたはアラームイベントをトリガーしません。このようなACEは、ACE4_FILE_INHERIT_ACEおよびACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACEフラグで指定されたように、新しく作成されたファイルおよびディレクトリに適用されると（このビットがクリアされて）初めて有効になります。
If this flag is present on an ACE, but neither ACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACE nor ACE4_FILE_INHERIT_ACE is present, then an operation attempting to set such an attribute SHOULD fail with NFS4ERR_ATTRNOTSUPP.
このフラグがACEに存在するが、ACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACEもACE4_FILE_INHERIT_ACEも存在しない場合、そのような属性を設定しようとする操作はNFS4ERR_ATTRNOTSUPPで失敗する必要があります（SHOULD）。
ACE4_SUCCESSFUL_ACCESS_ACE_FLAG
ACE4_SUCCESSFUL_ACCESS_ACE_FLAG
ACE4_FAILED_ACCESS_ACE_FLAG The ACE4_SUCCESSFUL_ACCESS_ACE_FLAG (SUCCESS) and ACE4_FAILED_ACCESS_ACE_FLAG (FAILED) flag bits may be set only on ACE4_SYSTEM_AUDIT_ACE_TYPE (AUDIT) and ACE4_SYSTEM_ALARM_ACE_TYPE (ALARM) ACE types. If during the processing of the file's ACL, the server encounters an AUDIT or ALARM ACE that matches the principal attempting the OPEN, the server notes that fact, and the presence, if any, of the SUCCESS and FAILED flags encountered in the AUDIT or ALARM ACE. Once the server completes the ACL processing, it then notes if the operation succeeded or failed. If the operation succeeded, and if the SUCCESS flag was set for a matching AUDIT or ALARM ACE, then the appropriate AUDIT or ALARM event occurs. If the operation failed, and if the FAILED flag was set for the matching AUDIT or ALARM ACE, then the appropriate AUDIT or ALARM event occurs. Either or both of the SUCCESS or FAILED can be set, but if neither is set, the AUDIT or ALARM ACE is not useful.
ACE4_FAILED_ACCESS_ACE_FLAG ACE4_SUCCESSFUL_ACCESS_ACE_FLAG（SUCCESS）およびACE4_FAILED_ACCESS_ACE_FLAG（FAILED）フラグビットは、ACE4_SYSTEM_AUDIT_ACE_TYPE（AUDIT）およびACE4_SYSTEM_ALARM_ACE_TYPE（.ALARM）タイプでのみ設定できます。ファイルのACLの処理中に、サーバーがOPENを試行するプリンシパルと一致するAUDITまたはALARM ACEを検出すると、サーバーはその事実と、AUDITまたはALARMで発生したSUCCESSおよびFAILEDフラグの存在（ある場合）を記録します。エース。サーバーはACL処理を完了すると、操作が成功したか失敗したかを記録します。操作が成功し、一致するAUDITまたはALARM ACEにSUCCESSフラグが設定されている場合、適切なAUDITまたはALARMイベントが発生します。操作が失敗し、一致するAUDITまたはALARM ACEにFAILEDフラグが設定されている場合、適切なAUDITまたはALARMイベントが発生します。 SUCCESSまたはFAILEDのいずれかまたは両方を設定できますが、どちらも設定されていない場合、AUDITまたはALARM ACEは役に立ちません。
The previously described processing applies to ACCESS operations even when they return NFS4_OK. For the purposes of AUDIT and ALARM, we consider an ACCESS operation to be a "failure" if it fails to return a bit that was requested and supported.
前述の処理は、NFS4_OKを返す場合でも、ACCESS操作に適用されます。 AUDITとALARMの目的のために、要求されサポートされているビットを返すことができない場合、ACCESS操作は「失敗」と見なされます。
ACE4_IDENTIFIER_GROUP Indicates that the "who" refers to a GROUP as defined under UNIX or a GROUP ACCOUNT as defined under Windows. Clients and servers MUST ignore the ACE4_IDENTIFIER_GROUP flag on ACEs with a who value equal to one of the special identifiers outlined in Section 6.2.1.5.
ACE4_IDENTIFIER_GROUP「who」がUNIXで定義されたGROUPまたはWindowsで定義されたGROUP ACCOUNTを指すことを示します。クライアントとサーバーは、セクション6.2.1.5で概説されている特別な識別子の1つに等しいwho値を持つACEのACE4_IDENTIFIER_GROUPフラグを無視する必要があります。
ACE4_INHERITED_ACE Indicates that this ACE is inherited from a parent directory. A server that supports automatic inheritance will place this flag on any ACEs inherited from the parent directory when creating a new object. Client applications will use this to perform automatic inheritance. Clients and servers MUST clear this bit in the acl attribute; it may only be used in the dacl and sacl attributes.
ACE4_INHERITED_ACEこのACEが親ディレクトリから継承されることを示します。自動継承をサポートするサーバーは、新しいオブジェクトを作成するときに、親ディレクトリから継承されたACEにこのフラグを配置します。クライアントアプリケーションは、これを使用して自動継承を実行します。クライアントとサーバーは、acl属性のこのビットをクリアする必要があります。 daclおよびsacl属性でのみ使用できます。
The "who" field of an ACE is an identifier that specifies the principal or principals to whom the ACE applies. It may refer to a user or a group, with the flag bit ACE4_IDENTIFIER_GROUP specifying which.
ACEの「who」フィールドは、ACEが適用されるプリンシパルを指定する識別子です。フラグビットACE4_IDENTIFIER_GROUPがどちらを指定するかで、ユーザーまたはグループを参照する場合があります。
There are several special identifiers that need to be understood universally, rather than in the context of a particular DNS domain. 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, even if none of the access methods on the server understands the identifiers.
特定のDNSドメインのコンテキストではなく、普遍的に理解する必要があるいくつかの特別な識別子があります。これらの識別子の一部は、NFSクライアントがサーバーにアクセスするときには理解できませんが、ローカルプロセスがファイルにアクセスするときには意味があります。これらのアクセス許可を表示および変更する機能は、サーバー上のアクセス方法が識別子を理解していない場合でも、NFSを介して許可されます。
+---------------+--------------------------------------------------+
| Who | Description |
+---------------+--------------------------------------------------+
| OWNER | The owner of the file. |
| GROUP | The group associated with the file. |
| EVERYONE | The world, including the owner and owning group. |
| 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. |
+---------------+--------------------------------------------------+
Table 4
表4
To avoid conflict, these special identifiers are distinguished by an appended "@" and should appear in the form "xxxx@" (with no domain name after the "@"), for example, ANONYMOUS@.
競合を回避するために、これらの特別な識別子は「@」が付加されて区別され、「xxxx @」（「@」の後にドメイン名はありません）の形式で表示されます（例：ANONYMOUS @）。
The ACE4_IDENTIFIER_GROUP flag MUST be ignored on entries with these special identifiers. When encoding entries with these special identifiers, the ACE4_IDENTIFIER_GROUP flag SHOULD be set to zero.
これらの特別な識別子を持つエントリでは、ACE4_IDENTIFIER_GROUPフラグを無視する必要があります。これらの特別な識別子でエントリをエンコードするとき、ACE4_IDENTIFIER_GROUPフラグはゼロに設定されるべきです（SHOULD）。
It is important to note that "EVERYONE@" is not equivalent to the UNIX "other" entity. This is because, by definition, UNIX "other" does not include the owner or owning group of a file. "EVERYONE@" means literally everyone, including the owner or owning group.
「EVERYONE @」はUNIXの「その他」のエンティティと同等ではないことに注意することが重要です。これは、UNIXの「その他」にファイルの所有者または所有グループが含まれていないためです。 「EVERYONE @」は、所有者または所有グループを含む文字通り全員を意味します。
The dacl attribute is like the acl attribute, but dacl allows just ALLOW and DENY ACEs. The dacl attribute supports automatic inheritance (see Section 6.4.3.2).
dacl属性はacl属性に似ていますが、daclはALLOWおよびDENY ACEのみを許可します。 dacl属性は自動継承をサポートします（6.4.3.2項を参照）。
The sacl attribute is like the acl attribute, but sacl allows just AUDIT and ALARM ACEs. The sacl attribute supports automatic inheritance (see Section 6.4.3.2).
sacl属性はacl属性に似ていますが、saclはAUDITおよびALARM ACEのみを許可します。 sacl属性は自動継承をサポートします（6.4.3.2項を参照）。
The NFSv4.1 mode attribute is based on the UNIX mode bits. The following bits are defined:
NFSv4.1モード属性は、UNIXモードビットに基づいています。次のビットが定義されています。
const MODE4_SUID = 0x800; /* set user id on execution */
const MODE4_SGID = 0x400; /* set group id on execution */
const MODE4_SVTX = 0x200; /* save text even after use */
const MODE4_RUSR = 0x100; /* read permission: owner */
const MODE4_WUSR = 0x080; /* write permission: owner */
const MODE4_XUSR = 0x040; /* execute permission: owner */
const MODE4_RGRP = 0x020; /* read permission: group */
const MODE4_WGRP = 0x010; /* write permission: group */
const MODE4_XGRP = 0x008; /* execute permission: group */
const MODE4_ROTH = 0x004; /* read permission: other */
const MODE4_WOTH = 0x002; /* write permission: other */
const MODE4_XOTH = 0x001; /* execute permission: other */
Bits MODE4_RUSR, MODE4_WUSR, and MODE4_XUSR apply to the principal identified in the owner attribute. Bits MODE4_RGRP, MODE4_WGRP, and MODE4_XGRP apply to principals identified in the owner_group attribute but who are not identified in the owner attribute. Bits MODE4_ROTH, MODE4_WOTH, and MODE4_XOTH apply to any principal that does not match that in the owner attribute and does not have a group matching that of the owner_group attribute.
ビットMODE4_RUSR、MODE4_WUSR、およびMODE4_XUSRは、所有者属性で識別されるプリンシパルに適用されます。ビットMODE4_RGRP、MODE4_WGRP、およびMODE4_XGRPは、owner_group属性で識別されるが、owner属性で識別されないプリンシパルに適用されます。ビットMODE4_ROTH、MODE4_WOTH、およびMODE4_XOTHは、所有者属性のプリンシパルと一致せず、owner_group属性のグループと一致するグループを持たないプリンシパルに適用されます。
Bits within a mode other than those specified above are not defined by this protocol. A server MUST NOT return bits other than those defined above in a GETATTR or READDIR operation, and it MUST return NFS4ERR_INVAL if bits other than those defined above are set in a SETATTR, CREATE, OPEN, VERIFY, or NVERIFY operation.
上記以外のモード内のビットは、このプロトコルでは定義されていません。サーバーは、GETATTRまたはREADDIR操作で上記で定義されたもの以外のビットを返さないでください。また、SETATTR、CREATE、OPEN、VERIFY、またはNVERIFY操作で上記で定義されたもの以外のビットが設定されている場合、NFS4ERR_INVALを返さなければなりません。
The mode_set_masked attribute is a write-only attribute that allows individual bits in the mode attribute to be set or reset, without changing others. It allows, for example, the bits MODE4_SUID, MODE4_SGID, and MODE4_SVTX to be modified while leaving unmodified any of the nine low-order mode bits devoted to permissions.
mode_set_masked属性は、モード属性の個々のビットを、他のビットを変更せずに設定またはリセットできる書き込み専用属性です。これにより、たとえば、ビットMODE4_SUID、MODE4_SGID、およびMODE4_SVTXを変更できる一方で、権限に割り当てられた9つの下位モードビットを変更せずに残すことができます。
In such instances that the nine low-order bits are left unmodified, then neither the acl nor the dacl attribute should be automatically modified as discussed in Section 6.4.1.
下位9ビットが変更されないままになっている場合、セクション6.4.1で説明されているように、acl属性もdacl属性も自動的に変更されません。
The mode_set_masked attribute consists of two words, each in the form of a mode4. The first consists of the value to be applied to the current mode value and the second is a mask. Only bits set to one in the mask word are changed (set or reset) in the file's mode. All other bits in the mode remain unchanged. Bits in the first word that correspond to bits that are zero in the mask are ignored, except that undefined bits are checked for validity and can result in NFS4ERR_INVAL as described below.
mode_set_masked属性は、それぞれがmode4の形式の2つのワードで構成されます。 1つ目は現在のモード値に適用される値で構成され、2つ目はマスクです。マスクワードで1に設定されたビットのみが、ファイルのモードで変更（セットまたはリセット）されます。モードの他のすべてのビットは変更されません。未定義ビットの有効性がチェックされ、以下で説明するようにNFS4ERR_INVALになる可能性があることを除いて、マスクのゼロであるビットに対応する最初のワードのビットは無視されます。
The mode_set_masked attribute is only valid in a SETATTR operation. If it is used in a CREATE or OPEN operation, the server MUST return NFS4ERR_INVAL.
mode_set_masked属性は、SETATTR操作でのみ有効です。 CREATEまたはOPEN操作で使用する場合、サーバーはNFS4ERR_INVALを返さなければなりません（MUST）。
Bits not defined as valid in the mode attribute are not valid in either word of the mode_set_masked attribute. The server MUST return NFS4ERR_INVAL if any such bits are set to one in a SETATTR. If the mode and mode_set_masked attributes are both specified in the same SETATTR, the server MUST also return NFS4ERR_INVAL.
mode属性で有効と定義されていないビットは、mode_set_masked属性のいずれのワードでも無効です。 SETATTRでそのようなビットが1に設定されている場合、サーバーはNFS4ERR_INVALを返さなければなりません。 mode属性とmode_set_masked属性の両方が同じSETATTRで指定されている場合、サーバーはNFS4ERR_INVALも返す必要があります。
The requirements in this section will be referred to in future sections, especially Section 6.4.
このセクションの要件は、今後のセクション、特にセクション6.4で参照されます。
The server uses the algorithm described in Section 6.2.1 to determine whether an ACL allows access to an object. However, the ACL might not be the sole determiner of access. For example:
サーバーは、セクション6.2.1で説明されているアルゴリズムを使用して、ACLがオブジェクトへのアクセスを許可するかどうかを決定します。ただし、ACLがアクセスの唯一の決定者ではない場合があります。例えば：
o In the case of a file system exported as read-only, the server may deny write access even though an object's ACL grants it.
o 読み取り専用としてエクスポートされたファイルシステムの場合、オブジェクトのACLで許可されていても、サーバーは書き込みアクセスを拒否することがあります。
o Server implementations MAY grant ACE4_WRITE_ACL and ACE4_READ_ACL permissions to prevent a situation from arising in which there is no valid way to ever modify the ACL.
o サーバーの実装は、ACE4_WRITE_ACLおよびACE4_READ_ACLアクセス許可を付与して、ACLを変更する有効な方法がない状況が発生しないようにすることができます（MAY）。
o All servers will allow a user the ability to read the data of the file when only the execute permission is granted (i.e., if the ACL denies the user the ACE4_READ_DATA access and allows the user ACE4_EXECUTE, the server will allow the user to read the data of the file).
o すべてのサーバーは、実行権限のみが付与されている場合にユーザーがファイルのデータを読み取ることができるようにします（つまり、ACLがユーザーにACE4_READ_DATAアクセスを拒否し、ユーザーにACE4_EXECUTEを許可すると、サーバーはユーザーにデータの読み取りを許可しますファイルの）。
o Many servers have the notion of owner-override in which the owner of the object is allowed to override accesses that are denied by the ACL. This may be helpful, for example, to allow users continued access to open files on which the permissions have changed.
o 多くのサーバーには、オブジェクトの所有者がACLによって拒否されたアクセスを上書きすることが許可されている所有者オーバーライドの概念があります。これは、たとえば、アクセス許可が変更された開いているファイルにユーザーが引き続きアクセスできるようにする場合に役立ちます。
o Many servers have the notion of a "superuser" that has privileges beyond an ordinary user. The superuser may be able to read or write data or metadata in ways that would not be permitted by the ACL.
o 多くのサーバーには、通常のユーザー以上の特権を持つ「スーパーユーザー」という概念があります。スーパーユーザーは、ACLで許可されていない方法でデータまたはメタデータを読み書きできる場合があります。
o A retention attribute might also block access otherwise allowed by ACLs (see Section 5.13).
o 保持属性は、ACLによって許可されたアクセスをブロックする場合もあります（セクション5.13を参照）。
Clients SHOULD NOT do their own access checks based on their interpretation of the ACL, but rather use the OPEN and ACCESS operations to do access checks. This allows the client to act on the results of having the server determine whether or not access should be granted based on its interpretation of the ACL.
クライアントは、ACLの解釈に基づいて独自のアクセスチェックを行うべきではなく、OPENおよびACCESS操作を使用してアクセスチェックを行う必要があります。これにより、クライアントは、ACLの解釈に基づいてアクセスを許可するかどうかをサーバーに決定させた結果に基づいて行動できます。
Clients must be aware of situations in which an object's ACL will define a certain access even though the server will not enforce it. In general, but especially in these situations, the client needs to do its part in the enforcement of access as defined by the ACL. To do this, the client MAY send the appropriate ACCESS operation prior to servicing the request of the user or application in order to determine whether the user or application should be granted the access requested. For examples in which the ACL may define accesses that the server doesn't enforce, see Section 6.3.1.1.
Clients must be aware of situations in which an object's ACL will define a certain access even though the server will not enforce it. In general, but especially in these situations, the client needs to do its part in the enforcement of access as defined by the ACL. To do this, the client MAY send the appropriate ACCESS operation prior to servicing the request of the user or application in order to determine whether the user or application should be granted the access requested. For examples in which the ACL may define accesses that the server doesn't enforce, see Section 6.3.1.1.
The following method can be used to calculate the MODE4_R*, MODE4_W*, and MODE4_X* bits of a mode attribute, based upon an ACL.
The following method can be used to calculate the MODE4_R*, MODE4_W*, and MODE4_X* bits of a mode attribute, based upon an ACL.
First, for each of the special identifiers OWNER@, GROUP@, and EVERYONE@, evaluate the ACL in order, considering only ALLOW and DENY ACEs for the identifier EVERYONE@ and for the identifier under consideration. The result of the evaluation will be an NFSv4 ACL mask showing exactly which bits are permitted to that identifier.
最初に、特別な識別子OWNER @、GROUP @、およびEVERYONE @のそれぞれについて、順番にACLを評価します。識別子EVERYONE @および考慮中の識別子のALLOWおよびDENY ACEのみを考慮します。評価の結果は、その識別子に許可されているビットを正確に示すNFSv4 ACLマスクになります。
Then translate the calculated mask for OWNER@, GROUP@, and EVERYONE@ into mode bits for, respectively, the user, group, and other, as follows:
次に、OWNER @、GROUP @、およびEVERYONE @の計算されたマスクを、次のように、それぞれユーザー、グループ、およびその他のモードビットに変換します。
1. Set the read bit (MODE4_RUSR, MODE4_RGRP, or MODE4_ROTH) if and only if ACE4_READ_DATA is set in the corresponding mask.
1. ACE4_READ_DATAが対応するマスクで設定されている場合にのみ、読み取りビット（MODE4_RUSR、MODE4_RGRP、またはMODE4_ROTH）を設定します。
2. Set the write bit (MODE4_WUSR, MODE4_WGRP, or MODE4_WOTH) if and only if ACE4_WRITE_DATA and ACE4_APPEND_DATA are both set in the corresponding mask.
2. Set the write bit (MODE4_WUSR, MODE4_WGRP, or MODE4_WOTH) if and only if ACE4_WRITE_DATA and ACE4_APPEND_DATA are both set in the corresponding mask.
3. Set the execute bit (MODE4_XUSR, MODE4_XGRP, or MODE4_XOTH), if and only if ACE4_EXECUTE is set in the corresponding mask.
3. 対応するマスクにACE4_EXECUTEが設定されている場合にのみ、実行ビット（MODE4_XUSR、MODE4_XGRP、またはMODE4_XOTH）を設定します。
Some server implementations also add bits permitted to named users and groups to the group bits (MODE4_RGRP, MODE4_WGRP, and MODE4_XGRP).
一部のサーバー実装では、指定されたユーザーおよびグループに許可されたビットをグループビット（MODE4_RGRP、MODE4_WGRP、およびMODE4_XGRP）に追加します。
Implementations are discouraged from doing this, because it has been found to cause confusion for users who see members of a file's group denied access that the mode bits appear to allow. (The presence of DENY ACEs may also lead to such behavior, but DENY ACEs are expected to be more rarely used.)
モードビットが許可しているように見えるファイルのグループのメンバーがアクセスを拒否しているのを見たユーザーを混乱させることが判明しているため、実装はこれを行わないようにしてください。 （DENY ACEの存在もこのような動作につながる可能性がありますが、DENY ACEが使用されることはほとんどありません。）
The same user confusion seen when fetching the mode also results if setting the mode does not effectively control permissions for the owner, group, and other users; this motivates some of the requirements that follow.
モードを取得するときに見られるのと同じユーザーの混乱は、モードの設定が所有者、グループ、および他のユーザーのアクセス許可を効果的に制御しない場合にも発生します。これにより、以下の要件の一部が動機付けられます。
The server that supports both mode and ACL must take care to synchronize the MODE4_*USR, MODE4_*GRP, and MODE4_*OTH bits with the ACEs that have respective who fields of "OWNER@", "GROUP@", and "EVERYONE@". This way, the client can see if semantically equivalent access permissions exist whether the client asks for the owner, owner_group, and mode attributes or for just the ACL.
モードとACLの両方をサポートするサーバーは、MODE4_ * USR、MODE4_ * GRP、およびMODE4_ * OTHビットを、「OWNER @」、「GROUP @」、および「EVERYONE @」のそれぞれのwhoフィールドを持つACEと同期するように注意する必要があります」このようにして、クライアントは、クライアントが所有者、owner_group、およびモード属性を要求する場合でも、ACLのみを要求する場合でも、意味的に同等のアクセス許可が存在するかどうかを確認できます。
In this section, much is made of the methods in Section 6.3.2. Many requirements refer to this section. But note that the methods have behaviors specified with "SHOULD". This is intentional, to avoid invalidating existing implementations that compute the mode according to the withdrawn POSIX ACL draft (1003.1e draft 17), rather than by actual permissions on owner, group, and other.
このセクションでは、セクション6.3.2のメソッドから多くのことが行われます。多くの要件がこのセクションを参照しています。ただし、メソッドには「SHOULD」で指定された動作があることに注意してください。これは、所有者、グループなどに対する実際の権限ではなく、撤回されたPOSIX ACLドラフト（1003.1eドラフト17）に従ってモードを計算する既存の実装を無効にすることを避けるための意図的なものです。
In the case where a server supports the sacl or dacl attribute, in addition to the acl attribute, the server MUST fail a request to set the acl attribute simultaneously with a dacl or sacl attribute. The error to be given is NFS4ERR_ATTRNOTSUPP.
In the case where a server supports the sacl or dacl attribute, in addition to the acl attribute, the server MUST fail a request to set the acl attribute simultaneously with a dacl or sacl attribute. The error to be given is NFS4ERR_ATTRNOTSUPP.
When any of the nine low-order mode bits are subject to change, either because the mode attribute was set or because the mode_set_masked attribute was set and the mask included one or more bits from the nine low-order mode bits, and no ACL attribute is explicitly set, the acl and dacl attributes must be modified in accordance with the updated value of those bits. This must happen even if the value of the low-order bits is the same after the mode is set as before.
When any of the nine low-order mode bits are subject to change, either because the mode attribute was set or because the mode_set_masked attribute was set and the mask included one or more bits from the nine low-order mode bits, and no ACL attribute is explicitly set, the acl and dacl attributes must be modified in accordance with the updated value of those bits. This must happen even if the value of the low-order bits is the same after the mode is set as before.
Note that any AUDIT or ALARM ACEs (hence any ACEs in the sacl attribute) are unaffected by changes to the mode.
AUDITまたはALARM ACE（つまり、sacl属性のACE）は、モードの変更による影響を受けないことに注意してください。
In cases in which the permissions bits are subject to change, the acl and dacl attributes MUST be modified such that the mode computed via the method in Section 6.3.2 yields the low-order nine bits (MODE4_R*, MODE4_W*, MODE4_X*) of the mode attribute as modified by the attribute change. The ACL attributes SHOULD also be modified such that:
許可ビットが変更される可能性がある場合、セクション6.3.2のメソッドを介して計算されたモードが下位9ビット（MODE4_R *、MODE4_W *、MODE4_X *）を生成するように、aclおよびdacl属性を変更する必要があります。属性変更によって変更されたモード属性の。 ACL属性は、次のように変更する必要もあります。
1. If MODE4_RGRP is not set, entities explicitly listed in the ACL other than OWNER@ and EVERYONE@ SHOULD NOT be granted ACE4_READ_DATA.
1. MODE4_RGRPが設定されていない場合、OWNER @およびEVERYONE @以外のACLに明示的にリストされているエンティティには、ACE4_READ_DATAを付与しないでください。
2. If MODE4_WGRP is not set, entities explicitly listed in the ACL other than OWNER@ and EVERYONE@ SHOULD NOT be granted ACE4_WRITE_DATA or ACE4_APPEND_DATA.
2. MODE4_WGRPが設定されていない場合、OWNER @およびEVERYONE @以外のACLに明示的にリストされているエンティティには、ACE4_WRITE_DATAまたはACE4_APPEND_DATAを付与しないでください。
3. If MODE4_XGRP is not set, entities explicitly listed in the ACL other than OWNER@ and EVERYONE@ SHOULD NOT be granted ACE4_EXECUTE.
3. If MODE4_XGRP is not set, entities explicitly listed in the ACL other than OWNER@ and EVERYONE@ SHOULD NOT be granted ACE4_EXECUTE.
Access mask bits other than those listed above, appearing in ALLOW ACEs, MAY also be disabled.
ALLOW ACEに表示される上記以外のアクセスマスクビットも無効にできます（MAY）。
Note that ACEs with the flag ACE4_INHERIT_ONLY_ACE set do not affect the permissions of the ACL itself, nor do ACEs of the type AUDIT and ALARM. As such, it is desirable to leave these ACEs unmodified when modifying the ACL attributes.
フラグACE4_INHERIT_ONLY_ACEが設定されたACEは、ACL自体のアクセス許可には影響せず、タイプAUDITおよびALARMのACEにも影響しないことに注意してください。そのため、ACL属性を変更するときは、これらのACEを変更しないでおくことが望ましいです。
Also note that the requirement may be met by discarding the acl and dacl, in favor of an ACL that represents the mode and only the mode. This is permitted, but it is preferable for a server to preserve as much of the ACL as possible without violating the above requirements. Discarding the ACL makes it effectively impossible for a file created with a mode attribute to inherit an ACL (see Section 6.4.3).
また、モードとモードのみを表すACLを優先して、aclとdaclを破棄することで要件が満たされる場合があることにも注意してください。これは許可されていますが、サーバーが上記の要件に違反することなく、できるだけ多くのACLを保持することをお勧めします。 ACLを破棄すると、mode属性で作成されたファイルがACLを継承することが事実上不可能になります（6.4.3項を参照）。
When setting the acl or dacl and not setting the mode or mode_set_masked attributes, the permission bits of the mode need to be derived from the ACL. In this case, the ACL attribute SHOULD be set as given. The nine low-order bits of the mode attribute (MODE4_R*, MODE4_W*, MODE4_X*) MUST be modified to match the result of the method in Section 6.3.2. The three high-order bits of the mode (MODE4_SUID, MODE4_SGID, MODE4_SVTX) SHOULD remain unchanged.
aclまたはdaclを設定し、modeまたはmode_set_masked属性を設定しない場合は、モードの許可ビットをACLから取得する必要があります。この場合、ACL属性は指定されたとおりに設定する必要があります（SHOULD）。モード属性の下位9ビット（MODE4_R *、MODE4_W *、MODE4_X *）は、セクション6.3.2のメソッドの結果と一致するように変更する必要があります。モードの3つの上位ビット（MODE4_SUID、MODE4_SGID、MODE4_SVTX）は変更されないままにする必要があります。
When setting both the mode (includes use of either the mode attribute or the mode_set_masked attribute) and the acl or dacl attributes in the same operation, the attributes MUST be applied in this order: mode (or mode_set_masked), then ACL. The mode-related attribute is set as given, then the ACL attribute is set as given, possibly changing the final mode, as described above in Section 6.4.1.2.
同じ操作でモード（mode属性またはmode_set_masked属性のいずれかの使用を含む）とaclまたはdacl属性の両方を設定する場合は、属性をモード（またはmode_set_masked）、次にACLの順に適用する必要があります。セクション6.4.1.2で説明したように、モード関連の属性が指定どおりに設定され、次にACL属性が指定どおりに設定され、最終モードが変更される可能性があります。
This section applies only to servers that support both the mode and ACL attributes.
This section applies only to servers that support both the mode and ACL attributes.
Some server implementations may have a concept of "objects without ACLs", meaning that all permissions are granted and denied according to the mode attribute and that no ACL attribute is stored for that object. If an ACL attribute is requested of such a server, the server SHOULD return an ACL that does not conflict with the mode; that is to say, the ACL returned SHOULD represent the nine low-order bits of the mode attribute (MODE4_R*, MODE4_W*, MODE4_X*) as described in Section 6.3.2.
一部のサーバー実装には、「ACLのないオブジェクト」という概念がある場合があります。つまり、すべての権限はモード属性に従って付与および拒否され、そのオブジェクトのACL属性は保存されません。そのようなサーバーのACL属性が要求された場合、サーバーはモードと競合しないACLを返す必要があります（SHOULD）。つまり、セクション6.3.2で説明されているように、返されるACLはモード属性（MODE4_R *、MODE4_W *、MODE4_X *）の下位9ビットを表す必要があります（SHOULD）。
For other server implementations, the ACL attribute is always present for every object. Such servers SHOULD store at least the three high-order bits of the mode attribute (MODE4_SUID, MODE4_SGID, MODE4_SVTX). The server SHOULD return a mode attribute if one is requested, and the low-order nine bits of the mode (MODE4_R*, MODE4_W*, MODE4_X*) MUST match the result of applying the method in Section 6.3.2 to the ACL attribute.
他のサーバー実装の場合、ACL属性は常にすべてのオブジェクトに存在します。このようなサーバーは、モード属性（MODE4_SUID、MODE4_SGID、MODE4_SVTX）の少なくとも上位3ビットを格納する必要があります（SHOULD）。モード属性が要求された場合、サーバーはモード属性を返す必要があり（SHOULD）、モードの下位9ビット（MODE4_R *、MODE4_W *、MODE4_X *）は、セクション6.3.2のメソッドをACL属性に適用した結果と一致する必要があります。
If a server supports any ACL attributes, it may use the ACL attributes on the parent directory to compute an initial ACL attribute for a newly created object. This will be referred to as the inherited ACL within this section. The act of adding one or more ACEs to the inherited ACL that are based upon ACEs in the parent directory's ACL will be referred to as inheriting an ACE within this section.
サーバーがACL属性をサポートしている場合、サーバーは親ディレクトリのACL属性を使用して、新しく作成されたオブジェクトの初期ACL属性を計算できます。これは、このセクションでは継承されたACLと呼ばれます。親ディレクトリのACLにあるACEに基づいて、継承されたACLに1つ以上のACEを追加することを、このセクションではACEの継承と呼びます。
Implementors should standardize what the behavior of CREATE and OPEN must be depending on the presence or absence of the mode and ACL attributes.
実装者は、モードとACL属性の有無に応じて、CREATEとOPENの動作を標準化する必要があります。
1. If just the mode is given in the call:
1. 呼び出しでモードのみが指定されている場合：
In this case, inheritance SHOULD take place, but the mode MUST be applied to the inherited ACL as described in Section 6.4.1.1, thereby modifying the ACL.
この場合、継承が行われる必要があります（SHOULD）が、6.4.1.1項で説明されているように、継承されたACLにモードを適用して、ACLを変更する必要があります。
2. If just the ACL is given in the call:
2. 呼び出しでACLのみが指定されている場合：
In this case, inheritance SHOULD NOT take place, and the ACL as defined in the CREATE or OPEN will be set without modification, and the mode modified as in Section 6.4.1.2.
In this case, inheritance SHOULD NOT take place, and the ACL as defined in the CREATE or OPEN will be set without modification, and the mode modified as in Section 6.4.1.2.
3. If both mode and ACL are given in the call:
3. 呼び出しでモードとACLの両方が指定されている場合：
In this case, inheritance SHOULD NOT take place, and both attributes will be set as described in Section 6.4.1.3.
この場合、継承は行われるべきではなく（SHOULD NOT）、両方の属性がセクション6.4.1.3で説明されているように設定されます。
4. If neither mode nor ACL is given in the call:
4. If neither mode nor ACL is given in the call:
In the case where an object is being created without any initial attributes at all, e.g., an OPEN operation with an opentype4 of OPEN4_CREATE and a createmode4 of EXCLUSIVE4, inheritance SHOULD NOT take place (note that EXCLUSIVE4_1 is a better choice of createmode4, since it does permit initial attributes). Instead, the server SHOULD set permissions to deny all access to the newly created object. It is expected that the appropriate client will set the desired attributes in a subsequent SETATTR operation, and the server SHOULD allow that operation to succeed, regardless of what permissions the object is created with. For example, an empty ACL denies all permissions, but the server should allow the owner's SETATTR to succeed even though WRITE_ACL is implicitly denied.
OPEN4_CREATEのopentype4とEXCLUSIVE4のcreatemode4を使用したOPEN操作など、オブジェクトが初期属性なしで作成されている場合、継承は行われるべきではありません（EXCLUSIVE4_1がcreatemode4のより良い選択であることに注意してください。初期属性は許可されます）。代わりに、サーバーは、新しく作成されたオブジェクトへのすべてのアクセスを拒否するアクセス許可を設定する必要があります（SHOULD）。適切なクライアントが後続のSETATTR操作で必要な属性を設定することが期待されており、サーバーは、オブジェクトの作成に使用する権限に関係なく、その操作を成功させる必要があります（SHOULD）。たとえば、空のACLはすべての権限を拒否しますが、WRITE_ACLが暗黙的に拒否されている場合でも、サーバーは所有者のSETATTRを成功させる必要があります。
In other cases, inheritance SHOULD take place, and no modifications to the ACL will happen. The mode attribute, if supported, MUST be as computed in Section 6.3.2, with the MODE4_SUID, MODE4_SGID, and MODE4_SVTX bits clear. If no inheritable ACEs exist on the parent directory, the rules for creating acl, dacl, or sacl attributes are implementation defined. If either the dacl or sacl attribute is supported, then the ACL4_DEFAULTED flag SHOULD be set on the newly created attributes.
他の場合では、継承が行われる必要があり（SHOULD）、ACLへの変更は行われません。モード属性は、サポートされている場合、MODE4_SUID、MODE4_SGID、およびMODE4_SVTXビットがクリアされた状態で、セクション6.3.2で計算されたとおりでなければなりません。継承可能なACEが親ディレクトリに存在しない場合、acl、dacl、またはsacl属性を作成するためのルールは、実装によって定義されます。 daclまたはsacl属性のいずれかがサポートされている場合は、新しく作成された属性にACL4_DEFAULTEDフラグを設定する必要があります（SHOULD）。
If the object being created is not a directory, the inherited ACL SHOULD NOT inherit ACEs from the parent directory ACL unless the ACE4_FILE_INHERIT_FLAG is set.
作成されるオブジェクトがディレクトリでない場合、継承されたACLは、ACE4_FILE_INHERIT_FLAGが設定されていない限り、親ディレクトリACLからACEを継承してはなりません（SHOULD NOT）。
If the object being created is a directory, the inherited ACL should inherit all inheritable ACEs from the parent directory, that is, those that have the ACE4_FILE_INHERIT_ACE or ACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACE flag set. If the inheritable ACE has ACE4_FILE_INHERIT_ACE set but ACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACE is clear, the inherited ACE on the newly created directory MUST have the ACE4_INHERIT_ONLY_ACE flag set to prevent the directory from being affected by ACEs meant for non-directories.
作成されるオブジェクトがディレクトリの場合、継承されたACLは、親ディレクトリから継承可能なすべてのACE、つまり、ACE4_FILE_INHERIT_ACEまたはACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACEフラグが設定されているACEを継承する必要があります。継承可能なACEにACE4_FILE_INHERIT_ACEが設定されていて、ACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACEがクリアされている場合、新しく作成されたディレクトリの継承されたACEにACE4_INHERIT_ONLY_ACEフラグを設定して、ディレクトリがディレクトリ以外のACEの影響を受けないようにする必要があります。
When a new directory is created, the server MAY split any inherited ACE that is both inheritable and effective (in other words, that has neither ACE4_INHERIT_ONLY_ACE nor ACE4_NO_PROPAGATE_INHERIT_ACE set), into two ACEs, one with no inheritance flags and one with ACE4_INHERIT_ONLY_ACE set. (In the case of a dacl or sacl attribute, both of those ACEs SHOULD also have the ACE4_INHERITED_ACE flag set.) This makes it simpler to modify the effective permissions on the directory without modifying the ACE that is to be inherited to the new directory's children.
新しいディレクトリが作成されると、サーバーは、継承可能かつ有効である（つまり、ACE4_INHERIT_ONLY_ACEもACE4_NO_PROPAGATE_INHERIT_ACEも設定されていない）継承されたACEを、継承フラグのない1つとACE4_INHERIT_ONLY_ACEセットのある2つのACEに分割できます（MAY）。 （daclまたはsacl属性の場合、これらのACEの両方にACE4_INHERITED_ACEフラグも設定されている必要があります。）これにより、新しいディレクトリの子に継承されるACEを変更せずに、ディレクトリの有効なアクセス許可を簡単に変更できます。 。
The acl attribute consists only of an array of ACEs, but the sacl (Section 6.2.3) and dacl (Section 6.2.2) attributes also include an additional flag field.
acl属性はACEの配列のみで構成されていますが、sacl（セクション6.2.3）およびdacl（セクション6.2.2）属性にも追加のフラグフィールドが含まれています。
struct nfsacl41 {
aclflag4 na41_flag;
nfsace4 na41_aces<>;
};
The flag field applies to the entire sacl or dacl; three flag values are defined:
フラグフィールドは、saclまたはdacl全体に適用されます。 3つのフラグ値が定義されています。
const ACL4_AUTO_INHERIT = 0x00000001;
const ACL4_PROTECTED = 0x00000002;
const ACL4_DEFAULTED = 0x00000004;
and all other bits must be cleared. The ACE4_INHERITED_ACE flag may be set in the ACEs of the sacl or dacl (whereas it must always be cleared in the acl).
他のすべてのビットはクリアする必要があります。 ACE4_INHERITED_ACEフラグは、saclまたはdaclのACEで設定できます（これは常にaclでクリアする必要があります）。
Together these features allow a server to support automatic inheritance, which we now explain in more detail.
これらの機能を組み合わせることで、サーバーは自動継承をサポートできるようになります。
Inheritable ACEs are normally inherited by child objects only at the time that the child objects are created; later modifications to inheritable ACEs do not result in modifications to inherited ACEs on descendants.
継承可能なACEは通常、子オブジェクトの作成時にのみ子オブジェクトに継承されます。継承可能なACEを後で変更しても、子孫の継承されたACEは変更されません。
However, the dacl and sacl provide an OPTIONAL mechanism that allows a client application to propagate changes to inheritable ACEs to an entire directory hierarchy.
ただし、daclおよびsaclは、クライアントアプリケーションが継承可能なACEへの変更をディレクトリ階層全体に伝播できるようにするオプションのメカニズムを提供します。
A server that supports this performs inheritance at object creation time in the normal way, and SHOULD set the ACE4_INHERITED_ACE flag on any inherited ACEs as they are added to the new object.
これをサポートするサーバーは、オブジェクトの作成時に通常の方法で継承を実行し、継承されたACEが新しいオブジェクトに追加されるときに、ACE4_INHERITED_ACEフラグを継承ACEに設定する必要があります（SHOULD）。
A client application such as an ACL editor may then propagate changes to inheritable ACEs on a directory by recursively traversing that directory's descendants and modifying each ACL encountered to remove any ACEs with the ACE4_INHERITED_ACE flag and to replace them by the new inheritable ACEs (also with the ACE4_INHERITED_ACE flag set). It uses the existing ACE inheritance flags in the obvious way to decide which ACEs to propagate. (Note that it may encounter further inheritable ACEs when descending the directory hierarchy and that those will also need to be taken into account when propagating inheritable ACEs to further descendants.)
ACLエディタなどのクライアントアプリケーションは、そのディレクトリの子孫を再帰的にたどり、ACE4_INHERITED_ACEフラグを持つACEを削除し、それらを新しい継承可能なACEで置き換える（また、 ACE4_INHERITED_ACEフラグセット）。伝搬するACEを決定する明白な方法で、既存のACE継承フラグを使用します。 （ディレクトリ階層を降順するときに、さらに継承可能なACEが発生する可能性があること、および継承可能なACEを他の子孫に伝播するときにそれらも考慮する必要があることに注意してください。）
The reach of this propagation may be limited in two ways: first, automatic inheritance is not performed from any directory ACL that has the ACL4_AUTO_INHERIT flag cleared; and second, automatic inheritance stops wherever an ACL with the ACL4_PROTECTED flag is set, preventing modification of that ACL and also (if the ACL is set on a directory) of the ACL on any of the object's descendants.
この伝播の範囲は2つの方法で制限される可能性があります。1つ目は、ACL4_AUTO_INHERITフラグがクリアされているディレクトリACLからの自動継承は実行されません。 2番目に、ACL4_PROTECTEDフラグが設定されたACLが設定されると自動継承が停止し、そのACLの変更と、ACLがディレクトリに設定されている場合はオブジェクトの子孫のACLが変更されなくなります。
This propagation is performed independently for the sacl and the dacl attributes; thus, the ACL4_AUTO_INHERIT and ACL4_PROTECTED flags may be independently set for the sacl and the dacl, and propagation of one type of acl may continue down a hierarchy even where propagation of the other acl has stopped.
この伝播は、sacl属性とdacl属性に対して独立して実行されます。したがって、ACL4_AUTO_INHERITフラグとACL4_PROTECTEDフラグはsaclとdaclに個別に設定でき、あるタイプのaclの伝播は、他のaclの伝播が停止している場合でも、階層を下って続行されます。
New objects should be created with a dacl and a sacl that both have the ACL4_PROTECTED flag cleared and the ACL4_AUTO_INHERIT flag set to the same value as that on, respectively, the sacl or dacl of the parent object.
New objects should be created with a dacl and a sacl that both have the ACL4_PROTECTED flag cleared and the ACL4_AUTO_INHERIT flag set to the same value as that on, respectively, the sacl or dacl of the parent object.
Both the dacl and sacl attributes are RECOMMENDED, and a server may support one without supporting the other.
dacl属性とsacl属性の両方が推奨され、サーバーは、一方をサポートせずに他方をサポートする場合があります。
A server that supports both the old acl attribute and one or both of the new dacl or sacl attributes must do so in such a way as to keep all three attributes consistent with each other. Thus, the ACEs reported in the acl attribute should be the union of the ACEs reported in the dacl and sacl attributes, except that the ACE4_INHERITED_ACE flag must be cleared from the ACEs in the acl. And of course a client that queries only the acl will be unable to determine the values of the sacl or dacl flag fields.
A server that supports both the old acl attribute and one or both of the new dacl or sacl attributes must do so in such a way as to keep all three attributes consistent with each other. Thus, the ACEs reported in the acl attribute should be the union of the ACEs reported in the dacl and sacl attributes, except that the ACE4_INHERITED_ACE flag must be cleared from the ACEs in the acl. And of course a client that queries only the acl will be unable to determine the values of the sacl or dacl flag fields.
When a client performs a SETATTR for the acl attribute, the server SHOULD set the ACL4_PROTECTED flag to true on both the sacl and the dacl. By using the acl attribute, as opposed to the dacl or sacl attributes, the client signals that it may not understand automatic inheritance, and thus cannot be trusted to set an ACL for which automatic inheritance would make sense.
クライアントがacl属性のSETATTRを実行すると、サーバーはsaclとdaclの両方でACL4_PROTECTEDフラグをtrueに設定する必要があります（SHOULD）。 daclまたはsacl属性ではなく、acl属性を使用すると、クライアントは自動継承を理解できない可能性があり、自動継承が意味のあるACLの設定を信頼できないことを通知します。
When a client application queries an ACL, modifies it, and sets it again, it should leave any ACEs marked with ACE4_INHERITED_ACE unchanged, in their original order, at the end of the ACL. If the application is unable to do this, it should set the ACL4_PROTECTED flag. This behavior is not enforced by servers, but violations of this rule may lead to unexpected results when applications perform automatic inheritance.
クライアントアプリケーションがACLをクエリして変更し、再度設定すると、ACLの最後にあるACE4_INHERITED_ACEでマークされたACEが元の順序で変更されないままになります。アプリケーションがこれを実行できない場合は、ACL4_PROTECTEDフラグを設定する必要があります。この動作はサーバーによって強制されませんが、このルールに違反すると、アプリケーションが自動継承を実行するときに予期しない結果が生じる可能性があります。
If a server also supports the mode attribute, it SHOULD set the mode in such a way that leaves inherited ACEs unchanged, in their original order, at the end of the ACL. If it is unable to do so, it SHOULD set the ACL4_PROTECTED flag on the file's dacl.
サーバーがモード属性もサポートしている場合は、継承されたACEを元の順序でACLの最後に変更しないようにモードを設定する必要があります（SHOULD）。それができない場合は、ファイルのdaclにACL4_PROTECTEDフラグを設定する必要があります（SHOULD）。
Finally, in the case where the request that creates a new file or directory does not also set permissions for that file or directory, and there are also no ACEs to inherit from the parent's directory, then the server's choice of ACL for the new object is implementation-dependent. In this case, the server SHOULD set the ACL4_DEFAULTED flag on the ACL it chooses for the new object. An application performing automatic inheritance takes the ACL4_DEFAULTED flag as a sign that the ACL should be completely replaced by one generated using the automatic inheritance rules.
最後に、新しいファイルまたはディレクトリを作成するリクエストがそのファイルまたはディレクトリのアクセス許可も設定せず、親のディレクトリから継承するACEもない場合、新しいオブジェクトに対するサーバーのACLの選択は次のとおりです。実装依存。この場合、サーバーは、新しいオブジェクト用に選択したACLにACL4_DEFAULTEDフラグを設定する必要があります（SHOULD）。自動継承を実行するアプリケーションは、ACLを、自動継承ルールを使用して生成されたものに完全に置き換える必要があるというサインとしてACL4_DEFAULTEDフラグを受け取ります。
This section describes the NFSv4 single-server namespace. Single-server namespaces may be presented directly to clients, or they may be used as a basis to form larger multi-server namespaces (e.g., site-wide or organization-wide) to be presented to clients, as described in Section 11.
このセクションでは、NFSv4単一サーバー名前空間について説明します。単一サーバーの名前空間は、クライアントに直接提示することも、セクション11で説明するように、クライアントに提示するより大きなマルチサーバーの名前空間（サイト全体や組織全体など）を形成するための基礎として使用することもできます。
On a UNIX server, the namespace describes all the files reachable by pathnames under the root directory or "/". On a Windows server, the namespace constitutes all the files on disks named by mapped disk letters. NFS server administrators rarely make the entire server's file system namespace available to NFS clients. More often, portions of the namespace 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 sent a string that identified the export name within the namespace and the server returned the root filehandle for that export. The MOUNT protocol also provided an EXPORTS procedure that enumerated the server's exports.
UNIXサーバーでは、ネームスペースは、ルートディレクトリまたは「/」の下のパス名によって到達可能なすべてのファイルを記述します。 Windowsサーバーでは、名前空間は、マップされたディスク文字で名前が付けられたディスク上のすべてのファイルを構成します。 NFSサーバー管理者がサーバーのファイルシステム全体の名前空間をNFSクライアントが利用できるようにすることはほとんどありません。多くの場合、名前空間の一部は、「エクスポート」機能を介して利用可能になります。以前のバージョンのNFSプロトコルでは、各エクスポートのルートファイルハンドルはMOUNTプロトコルを介して取得されました。クライアントは名前空間内のエクスポート名を識別する文字列を送信し、サーバーはそのエクスポートのルートファイルハンドルを返しました。 MOUNTプロトコルは、サーバーのエクスポートを列挙するEXPORTSプロシージャも提供しました。
The NFSv4.1 protocol provides a root filehandle that clients can use to obtain filehandles for the exports of a particular server, via a series of LOOKUP operations within a COMPOUND, to traverse a path. 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.
NFSv4.1プロトコルは、ルートファイルハンドルを提供します。クライアントは、COMPOUND内の一連のLOOKUP操作を介して、特定のサーバーのエクスポートのファイルハンドルを取得し、パスをトラバースできます。一般的なユーザーエクスペリエンスは、グラフィカルユーザーインターフェイス（おそらく「ファイルを開く」ダイアログウィンドウ）を使用して、ディレクトリツリーを順次参照してファイルを見つけることです。クライアントは、単一コンポーネントのプログレッシブLOOKUP操作を介して、あるエクスポートから別のエクスポートに移動できる必要があります。
This style of browsing is not well supported by the NFSv3 protocol. In NFSv3, 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 namespace paths that span exports.
このスタイルのブラウジングは、NFSv3プロトコルでは十分にサポートされていません。 NFSv3では、クライアントはすべてのLOOKUP操作が単一のサーバーファイルシステム内に留まることを期待しています。たとえば、デバイス属性は変更されません。これにより、クライアントは、複数のエクスポートにまたがる名前空間パスを取得できなくなります。
In the case of NFSv3, an automounter on the client can obtain a snapshot of the server's namespace 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 namespace on the client. The parts of the namespace that are not exported by the server are filled in with directories that might be constructed similarly to an NFSv4.1 "pseudo file system" (see Section 7.3) that allows the user to browse from one mounted file system to another. There is a drawback to this representation of the server's namespace on the client: it is static. If the server administrator adds a new export, the client will be unaware of it.
NFSv3の場合、クライアントのオートマウンタは、MOUNTプロトコルのEXPORTSプロシージャを使用して、サーバーのネームスペースのスナップショットを取得できます。サーバーのパス名構文を理解していれば、クライアント上にサーバーの名前空間のイメージを作成できます。サーバーによってエクスポートされない名前空間の部分は、ユーザーが1つのマウントされたファイルシステムから別のファイルシステムに閲覧できるようにするNFSv4.1「疑似ファイルシステム」（セクション7.3を参照）と同様に構築されるディレクトリで埋められます。クライアント上のサーバーの名前空間のこの表現には欠点があります。それは静的なものです。サーバー管理者が新しいエクスポートを追加しても、クライアントはそれを認識しません。
NFSv4.1 servers avoid this namespace inconsistency by presenting all the exports for a given server within the framework of a single namespace for that server. An NFSv4.1 client uses LOOKUP and READDIR operations to browse seamlessly from one export to another.
NFSv4.1サーバーは、特定のサーバーのすべてのエクスポートを、そのサーバーの単一の名前空間のフレームワーク内に提示することにより、この名前空間の不整合を回避します。 NFSv4.1クライアントは、LOOKUPおよびREADDIR操作を使用して、1つのエクスポートから別のエクスポートへシームレスにブラウズします。
Where there are portions of the server namespace that are not exported, clients require some way of traversing those portions to reach actual exported file systems. A technique that servers may use to provide for this is to bridge the unexported portion of the namespace 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.
エクスポートされていないサーバー名前空間の部分がある場合、クライアントは、実際にエクスポートされたファイルシステムに到達するためにそれらの部分をトラバースする何らかの方法を必要とします。サーバーがこれを提供するために使用できる手法は、エクスポートされたディレクトリのみのビューを提供する「疑似ファイルシステム」を介して名前空間のエクスポートされていない部分をブリッジすることです。疑似ファイルシステムには固有のfsidがあり、通常の読み取り専用ファイルシステムのように動作します。
Based on the construction of the server's namespace, it is possible that multiple pseudo file systems may exist. For example,
サーバーの名前空間の構成に基づいて、複数の疑似ファイルシステムが存在する可能性があります。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
Each of the pseudo file systems is considered a separate entity and therefore MUST have its own fsid, unique among all the fsids for that server.
各疑似ファイルシステムは個別のエンティティと見なされるため、そのサーバーのすべてのfsidの中で一意の独自のfsidを持っている必要があります。
Certain operating environments are sometimes described as having "multiple roots". In such environments, individual file systems are commonly represented by disk or volume names. NFSv4 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.
特定の動作環境は、「複数のルート」を持っていると説明されることがあります。このような環境では、個々のファイルシステムは通常、ディスクまたはボリュームの名前で表されます。これらのプラットフォームのNFSv4サーバーは、これらのルート名の上に疑似ファイルシステムを構築して、ディスク文字またはボリューム名が疑似ルート内の単なるディレクトリ名になるようにすることができます。
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 series of LOOKUP operations) when receiving an error of NFS4ERR_FHEXPIRED.
サーバーの疑似ファイルシステムの性質は、サーバーから利用可能なファイルシステムの論理表現であるということです。したがって、サーバーが最初にインスタンス化されるときに、疑似ファイルシステムが動的に構築される可能性が最も高くなります。疑似ファイルシステムには、永続的なファイルハンドルを構築できるディスク上の対応物がない可能性があります。サーバーが疑似ファイルシステムに永続的なファイルハンドルを提供することが望ましい場合でも、NFSクライアントは疑似ファイルシステムファイルハンドルが揮発性であることを期待する必要があります。これは、問題のファイルハンドルの関連する「fh_expire_type」属性を確認することで確認できます。ファイルハンドルが揮発性である場合、NFS4ERR_FHEXPIREDのエラーを受信したときに、ファイルハンドル値を回復するために（たとえば、一連のLOOKUP操作を使用して）NFSクライアントを準備する必要があります。
Because it is quite likely that servers will implement pseudo file systems using volatile filehandles, clients need to be prepared for them, rather than assuming that all filehandles will be persistent.
サーバーは揮発性ファイルハンドルを使用して疑似ファイルシステムを実装する可能性が非常に高いため、クライアントはすべてのファイルハンドルが永続的であると想定するのではなく、それらのために準備する必要があります。
If the server's root file system is exported, one might conclude that a pseudo file system is unneeded. This is not necessarily so. Assume the following file systems on a server:
サーバーのルートファイルシステムがエクスポートされた場合、疑似ファイルシステムは不要であると結論付けることができます。これは必ずしもそうではありません。サーバー上の次のファイルシステムを想定します。
/ fs1 (exported)
/a fs2 (not exported)
/a/b fs3 (exported)
Because fs2 is not exported, fs3 cannot be reached with simple LOOKUPs. The server must bridge t