[要約] RFC 8881は、NFS Version 4 Minor Version 1 Protocolに関する標準仕様であり、NFSプロトコルの拡張と改善を提供します。このRFCの目的は、NFSv4.1プロトコルの機能性やセキュリティの向上、および新しい機能の追加を促進することです。
Internet Engineering Task Force (IETF) D. Noveck, Ed.
Request for Comments: 8881 NetApp
Obsoletes: 5661 C. Lever
Category: Standards Track ORACLE
ISSN: 2070-1721 August 2020
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 7530) and protocol extensions made subsequently. The later minor version has no dependencies on NFS version 4 minor version 0, and is considered a separate protocol.
このドキュメントでは、基本プロトコル（RFC 7530で指定されているNFSバージョン4マイナーバージョン0）から保持されている機能を含む、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と、その後に作成されたプロトコル拡張機能について説明します。後のマイナーバージョンは、NFSバージョン4マイナーバージョン0に依存しません。また、別のプロトコルと見なされます。
This document obsoletes RFC 5661. It substantially revises the treatment of features relating to multi-server namespace, superseding the description of those features appearing in RFC 5661.
この文書はRFC 5661を廃止します.RFC 5661に表示される機能の説明に置き換えられているマルチサーバーネームスペースに関連する機能の扱いを実質的に修正します。
Status of This Memo
本文書の状態
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これはインターネット規格のトラック文書です。
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この文書は、インターネットエンジニアリングタスクフォース（IETF）の製品です。IETFコミュニティのコンセンサスを表します。それは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）による出版の承認を受けました。インターネット規格に関する詳細情報は、RFC 7841のセクション2で利用できます。
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Table of Contents
目次
1. Introduction
1.1. Introduction to This Update
1.2. The NFS Version 4 Minor Version 1 Protocol
1.3. Requirements Language
1.4. Scope of This Document
1.5. NFSv4 Goals
1.6. NFSv4.1 Goals
1.7. General Definitions
1.8. Overview of NFSv4.1 Features
1.9. Differences from NFSv4.0
2. Core Infrastructure
2.1. Introduction
2.2. RPC and XDR
2.3. COMPOUND and CB_COMPOUND
2.4. Client Identifiers and Client Owners
2.5. Server Owners
2.6. Security Service Negotiation
2.7. Minor Versioning
2.8. Non-RPC-Based Security Services
2.9. Transport Layers
2.10. Session
3. Protocol Constants and Data Types
3.1. Basic Constants
3.2. Basic Data Types
3.3. Structured Data Types
4. Filehandles
4.1. Obtaining the First Filehandle
4.2. Filehandle Types
4.3. One Method of Constructing a Volatile Filehandle
4.4. Client Recovery from Filehandle Expiration
5. File Attributes
5.1. REQUIRED Attributes
5.2. RECOMMENDED Attributes
5.3. Named Attributes
5.4. Classification of Attributes
5.5. Set-Only and Get-Only Attributes
5.6. REQUIRED Attributes - List and Definition References
5.7. RECOMMENDED Attributes - List and Definition References
5.8. Attribute Definitions
5.9. Interpreting owner and owner_group
5.10. Character Case Attributes
5.11. Directory Notification Attributes
5.12. pNFS Attribute Definitions
5.13. Retention Attributes
6. Access Control Attributes
6.1. Goals
6.2. File Attributes Discussion
6.3. Common Methods
6.4. Requirements
7. Single-Server Namespace
7.1. Server Exports
7.2. Browsing Exports
7.3. Server Pseudo File System
7.4. Multiple Roots
7.5. Filehandle Volatility
7.6. Exported Root
7.7. Mount Point Crossing
7.8. Security Policy and Namespace Presentation
8. State Management
8.1. Client and Session ID
8.2. Stateid Definition
8.3. Lease Renewal
8.4. Crash Recovery
8.5. Server Revocation of Locks
8.6. Short and Long Leases
8.7. Clocks, Propagation Delay, and Calculating Lease Expiration
8.8. Obsolete Locking Infrastructure from NFSv4.0
9. File Locking and Share Reservations
9.1. Opens and Byte-Range Locks
9.2. Lock Ranges
9.3. Upgrading and Downgrading Locks
9.4. Stateid Seqid Values and Byte-Range Locks
9.5. Issues with Multiple Open-Owners
9.6. Blocking Locks
9.7. Share Reservations
9.8. OPEN/CLOSE Operations
9.9. Open Upgrade and Downgrade
9.10. Parallel OPENs
9.11. Reclaim of Open and Byte-Range Locks
10. Client-Side Caching
10.1. Performance Challenges for Client-Side Caching
10.2. Delegation and Callbacks
10.3. Data Caching
10.4. Open Delegation
10.5. Data Caching and Revocation
10.6. Attribute Caching
10.7. Data and Metadata Caching and Memory Mapped Files
10.8. Name and Directory Caching without Directory Delegations
10.9. Directory Delegations
11. Multi-Server Namespace
11.1. Terminology
11.2. File System Location Attributes
11.3. File System Presence or Absence
11.4. Getting Attributes for an Absent File System
11.5. Uses of File System Location Information
11.6. Trunking without File System Location Information
11.7. Users and Groups in a Multi-Server Namespace
11.8. Additional Client-Side Considerations
11.9. Overview of File Access Transitions
11.10. Effecting Network Endpoint Transitions
11.11. Effecting File System Transitions
11.12. Transferring State upon Migration
11.13. Client Responsibilities When Access Is Transitioned
11.14. Server Responsibilities Upon Migration
11.15. Effecting File System Referrals
11.16. The Attribute fs_locations
11.17. The Attribute fs_locations_info
11.18. The Attribute fs_status
12. Parallel NFS (pNFS)
12.1. Introduction
12.2. pNFS Definitions
12.3. pNFS Operations
12.4. pNFS Attributes
12.5. Layout Semantics
12.6. pNFS Mechanics
12.7. Recovery
12.8. Metadata and Storage Device Roles
12.9. Security Considerations for pNFS
13. NFSv4.1 as a Storage Protocol in pNFS: the File Layout Type
13.1. Client ID and Session Considerations
13.2. File Layout Definitions
13.3. File Layout Data Types
13.4. Interpreting the File Layout
13.5. Data Server Multipathing
13.6. Operations Sent to NFSv4.1 Data Servers
13.7. COMMIT through Metadata Server
13.8. The Layout Iomode
13.9. Metadata and Data Server State Coordination
13.10. Data Server Component File Size
13.11. Layout Revocation and Fencing
13.12. Security Considerations for the File Layout Type
14. Internationalization
14.1. Stringprep Profile for the utf8str_cs Type
14.2. Stringprep Profile for the utf8str_cis Type
14.3. Stringprep Profile for the utf8str_mixed Type
14.4. UTF-8 Capabilities
14.5. UTF-8 Related Errors
15. Error Values
15.1. Error Definitions
15.2. Operations and Their Valid Errors
15.3. Callback Operations and Their Valid Errors
15.4. Errors and the Operations That Use Them
16. NFSv4.1 Procedures
16.1. Procedure 0: NULL - No Operation
16.2. Procedure 1: COMPOUND - Compound Operations
17. Operations: REQUIRED, RECOMMENDED, or OPTIONAL
18. NFSv4.1 Operations
18.1. Operation 3: ACCESS - Check Access Rights
18.2. Operation 4: CLOSE - Close File
18.3. Operation 5: COMMIT - Commit Cached Data
18.4. Operation 6: CREATE - Create a Non-Regular File Object
18.5. Operation 7: DELEGPURGE - Purge Delegations Awaiting
Recovery
18.6. Operation 8: DELEGRETURN - Return Delegation
18.7. Operation 9: GETATTR - Get Attributes
18.8. Operation 10: GETFH - Get Current Filehandle
18.9. Operation 11: LINK - Create Link to a File
18.10. Operation 12: LOCK - Create Lock
18.11. Operation 13: LOCKT - Test for Lock
18.12. Operation 14: LOCKU - Unlock File
18.13. Operation 15: LOOKUP - Lookup Filename
18.14. Operation 16: LOOKUPP - Lookup Parent Directory
18.15. Operation 17: NVERIFY - Verify Difference in Attributes
18.16. Operation 18: OPEN - Open a Regular File
18.17. Operation 19: OPENATTR - Open Named Attribute Directory
18.18. Operation 21: OPEN_DOWNGRADE - Reduce Open File Access
18.19. Operation 22: PUTFH - Set Current Filehandle
18.20. Operation 23: PUTPUBFH - Set Public Filehandle
18.21. Operation 24: PUTROOTFH - Set Root Filehandle
18.22. Operation 25: READ - Read from File
18.23. Operation 26: READDIR - Read Directory
18.24. Operation 27: READLINK - Read Symbolic Link
18.25. Operation 28: REMOVE - Remove File System Object
18.26. Operation 29: RENAME - Rename Directory Entry
18.27. Operation 31: RESTOREFH - Restore Saved Filehandle
18.28. Operation 32: SAVEFH - Save Current Filehandle
18.29. Operation 33: SECINFO - Obtain Available Security
18.30. Operation 34: SETATTR - Set Attributes
18.31. Operation 37: VERIFY - Verify Same Attributes
18.32. Operation 38: WRITE - Write to File
18.33. Operation 40: BACKCHANNEL_CTL - Backchannel Control
18.34. Operation 41: BIND_CONN_TO_SESSION - Associate Connection
with Session
18.35. Operation 42: EXCHANGE_ID - Instantiate Client ID
18.36. Operation 43: CREATE_SESSION - Create New Session and
Confirm Client ID
18.37. Operation 44: DESTROY_SESSION - Destroy a Session
18.38. Operation 45: FREE_STATEID - Free Stateid with No Locks
18.39. Operation 46: GET_DIR_DELEGATION - Get a Directory
Delegation
18.40. Operation 47: GETDEVICEINFO - Get Device Information
18.41. Operation 48: GETDEVICELIST - Get All Device Mappings for
a File System
18.42. Operation 49: LAYOUTCOMMIT - Commit Writes Made Using a
Layout
18.43. Operation 50: LAYOUTGET - Get Layout Information
18.44. Operation 51: LAYOUTRETURN - Release Layout Information
18.45. Operation 52: SECINFO_NO_NAME - Get Security on Unnamed
Object
18.46. Operation 53: SEQUENCE - Supply Per-Procedure Sequencing
and Control
18.47. Operation 54: SET_SSV - Update SSV for a Client ID
18.48. Operation 55: TEST_STATEID - Test Stateids for Validity
18.49. Operation 56: WANT_DELEGATION - Request Delegation
18.50. Operation 57: DESTROY_CLIENTID - Destroy a Client ID
18.51. Operation 58: RECLAIM_COMPLETE - Indicates Reclaims
Finished
18.52. Operation 10044: ILLEGAL - Illegal Operation
19. NFSv4.1 Callback Procedures
19.1. Procedure 0: CB_NULL - No Operation
19.2. Procedure 1: CB_COMPOUND - Compound Operations
20. NFSv4.1 Callback Operations
20.1. Operation 3: CB_GETATTR - Get Attributes
20.2. Operation 4: CB_RECALL - Recall a Delegation
20.3. Operation 5: CB_LAYOUTRECALL - Recall Layout from Client
20.4. Operation 6: CB_NOTIFY - Notify Client of Directory
Changes
20.5. Operation 7: CB_PUSH_DELEG - Offer Previously Requested
Delegation to Client
20.6. Operation 8: CB_RECALL_ANY - Keep Any N Recallable Objects
20.7. Operation 9: CB_RECALLABLE_OBJ_AVAIL - Signal Resources
for Recallable Objects
20.8. Operation 10: CB_RECALL_SLOT - Change Flow Control Limits
20.9. Operation 11: CB_SEQUENCE - Supply Backchannel Sequencing
and Control
20.10. Operation 12: CB_WANTS_CANCELLED - Cancel Pending
Delegation Wants
20.11. Operation 13: CB_NOTIFY_LOCK - Notify Client of Possible
Lock Availability
20.12. Operation 14: CB_NOTIFY_DEVICEID - Notify Client of Device
ID Changes
20.13. Operation 10044: CB_ILLEGAL - Illegal Callback Operation
21. Security Considerations
22. IANA Considerations
22.1. IANA Actions
22.2. Named Attribute Definitions
22.3. Device ID Notifications
22.4. Object Recall Types
22.5. Layout Types
22.6. Path Variable Definitions
23. References
23.1. Normative References
23.2. Informative References
Appendix A. The Need for This Update
Appendix B. Changes in This Update
B.1. Revisions Made to Section 11 of RFC 5661
B.2. Revisions Made to Operations in RFC 5661
B.3. Revisions Made to Error Definitions in RFC 5661
B.4. Other Revisions Made to RFC 5661
Appendix C. Security Issues That Need to Be Addressed
Acknowledgments
Authors' Addresses
Two important features previously defined in minor version 0 but never fully addressed in minor version 1 are trunking, which is the simultaneous use of multiple connections between a client and server, potentially to different network addresses, and Transparent State Migration, which allows a file system to be transferred between servers in a way that provides to the client the ability to maintain its existing locking state across the transfer.
マイナーバージョン0で以前に定義されていた2つの重要な機能は、マイナーバージョン1で完全に扱われていません。これは、クライアントとサーバー間の複数の接続を同時に使用しています。クライアントに提供する方法でサーバー間で転送されます。
The revised description of the NFS version 4 minor version 1 (NFSv4.1) protocol presented in this update is necessary to enable full use of these features together with other multi-server namespace features. This document is in the form of an updated description of the NFSv4.1 protocol previously defined in RFC 5661 [66]. RFC 5661 is obsoleted by this document. However, the update has a limited scope and is focused on enabling full use of trunking and Transparent State Migration. The need for these changes is discussed in Appendix A. Appendix B describes the specific changes made to arrive at the current text.
このアップデートで提示されているNFSバージョン4マイナーバージョン1（NFSV4.1）プロトコルの改訂された説明は、これらの機能を他のマルチサーバーネームスペース機能と一緒に完全に使用できるようにする必要があります。このドキュメントは、RFC 5661 [66]で以前に定義されているNFSV4.1プロトコルの更新された説明の形式です。RFC 5661はこの文書によって廃止されています。ただし、このアップデートには限られた範囲があり、トランキングと透過状態の移行を最大限に活用することができます。これらの変更の必要性は付録Aで説明されています。付録Bは、現在のテキストに到着するように行われた特定の変更を示しています。
This limited-scope update replaces the current NFSv4.1 RFC with the intention of providing an authoritative and complete specification, the motivation for which is discussed in [36], addressing the issues within the scope of the update. However, it will not address issues that are known but outside of this limited scope as could be expected by a full update of the protocol. Below are some areas that are known to need addressing in a future update of the protocol:
この限られたスコープの更新は、現在のNFSV4.1 RFCを、正式で完全な仕様を提供することを意図して、[36]で説明されているモチベーションを更新の範囲内の問題に対処することを目的としています。ただし、プロトコルの完全な更新によって予想されるように、既知の問題に対処することはありません。以下は、将来のプロトコルの更新でアドレス指定が必要ないくつかの分野です。
* Work needs to be done with regard to RFC 8178 [67], which establishes NFSv4-wide versioning rules. As RFC 5661 is currently inconsistent with that document, changes are needed in order to arrive at a situation in which there would be no need for RFC 8178 to update the NFSv4.1 specification.
* NFSV4全体のバージョン管理規則を確立するRFC 8178 [67]に関して作業を行う必要があります。RFC 5661が現在その文書と矛盾しているので、RFC 8178がNFSV4.1の仕様を更新する必要がない状況に到着するために変更が必要です。
* Work needs to be done with regard to RFC 8434 [70], which establishes the requirements for parallel NFS (pNFS) layout types, which are not clearly defined in RFC 5661. When that work is done and the resulting documents approved, the new NFSv4.1 specification document will provide a clear set of requirements for layout types and a description of the file layout type that conforms to those requirements. Other layout types will have their own specification documents that conform to those requirements as well.
* RFC 8434 [70]に関しては、RFC 5661では明確に定義されていない並列NFS（PNFS）レイアウトタイプの要件が確立されるRFC 8434 [70]に関して行う必要があります。その作業が行われ、結果として得られる文書が新しいNFSV4.1仕様書は、レイアウトタイプのための明確な要件とそれらの要件に準拠したファイルレイアウト型の説明を提供します。他のレイアウトタイプには、それらの要件にも適合する独自の仕様書があります。
* Work needs to be done to address many errata reports relevant to RFC 5661, other than errata report 2006 [64], which is addressed in this document. Addressing that report was not deferrable because of the interaction of the changes suggested there and the newly described handling of state and session migration.
* このドキュメントで対処されているErrata Report 2006 [64]以外のRFC 5661に関連する多くのエラータレポートに対処するために、作業を行う必要があります。その変更の相互作用が推奨されていないことに対処し、そこに示唆された変更と、新しく説明された状態の移行とセッションの移行の取り扱いが延期されました。
The errata reports that have been deferred and that will need to be addressed in a later document include reports currently assigned a range of statuses in the errata reporting system, including reports marked Accepted and those marked Hold For Document Update because the change was too minor to address immediately.
後の文書で延期されているエラータレポートには、現在のものとマークされたレポートとドキュメントの更新のためのマークされたレポートなど、Erorataレポーティングシステムのステータスの範囲が割り当てられているレポートが含まれています。すぐにアドレス。
In addition, there is a set of other reports, including at least one in state Rejected, that will need to be addressed in a later document. This will involve making changes to consensus decisions reflected in RFC 5661, in situations in which the working group has decided that the treatment in RFC 5661 is incorrect and needs to be revised to reflect the working group's new consensus and to ensure compatibility with existing implementations that do not follow the handling described in RFC 5661.
さらに、少なくとも1つの状態を含む他のレポートのセットがあります。これにより、後の文書でアドレス指定する必要があります。これは、RFC 5661に反映されているコンセンサス決定を変更することを含み、ワーキンググループがRFC 5661の治療が正しくないと判断し、ワーキンググループの新しいコンセンサスを反映し、既存の実装との互換性を確保する必要がある状況では、RFC 5661に変更を加えることが含まれます。RFC 5661に記載されている取り扱いに従わないでください。
Note that it is expected that all such errata reports will remain relevant to implementors and the authors of an eventual rfc5661bis, despite the fact that this document obsoletes RFC 5661 [66].
この文書がRFC 5661を廃止されているという事実にもかかわらず、そのようなエラータレポートはすべて実装者および最終的なRFC5661BISの著者に関連したままになると予想されることに注意してください。
* There is a need for a new approach to the description of internationalization since the current internationalization section (Section 14) has never been implemented and does not meet the needs of the NFSv4 protocol. Possible solutions are to create a new internationalization section modeled on that in [68] or to create a new document describing internationalization for all NFSv4 minor versions and reference that document in the RFCs defining both NFSv4.0 and NFSv4.1.
* 現在の国際化セクション（セクション14）が実装されたことがなく、NFSV4プロトコルのニーズを満たしていないため、国際化の説明への新しいアプローチが必要とされています。考えられる解決策は、[68]でモデル化された新しい国際化セクションを作成したり、すべてのNFSV4マイナーバージョンの国際化を説明し、NFSV4.0とNFSV4.1の両方を定義するRFCSの文書を参照してください。
* There is a need for a revised treatment of security in NFSv4.1. The issues with the existing treatment are discussed in Appendix C.
* NFSV4.1のセキュリティの修正治療が必要です。既存の治療の問題は付録Cで議論されています。
Until the above work is done, there will not be a consistent set of documents that provides a description of the NFSv4.1 protocol, and any full description would involve documents updating other documents within the specification. The updates applied by RFC 8434 [70] and RFC 8178 [67] to RFC 5661 also apply to this specification, and will apply to any subsequent v4.1 specification until that work is done.
上記の作業が行われるまで、NFSV4.1プロトコルの説明を提供する一貫した文書のセットはありません。また、詳細な説明は、仕様内の他の文書を更新する文書を含みます。RFC 8434 [70]とRFC 8178 [67]からRFC 5661に適用された更新プログラムは、この仕様にも適用され、その作業が行われるまでの任意の後続のV4.1仕様に適用されます。
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 now described in RFC 7530 [68]. It generally follows the guidelines for minor versioning that are listed in Section 10 of RFC 3530 [37]. 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、RFC 7530 [68]で説明されています。それは一般的にRFC 3530のセクション10にリスト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」をサポートしている必要があります）と12（マイナーバージョンでは必須の新しい機能は導入されない可能性があります）から分岐します。これらの分岐は、非イデボータ操作操作および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2つの新機能は、本質的にインフラストラクチャーであり、既存およびその他の新機能の実装を簡素化しています。必要があるが必要とされるが、プロトコルの定義および実装に過度の複雑さを追加するであろう。NFSV4.1により、マイナーバージョン管理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ます。さらに、NFSV4.1はいくつかの追加の目標を採用しており、これはNFSV4.1の主要な拡張機能をいくつか動かす。
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].
「必須」、「必須」、「必要ではない」、「しない」、「推奨する」、「推奨する」、「5月」、および「オプション」、「オプション」、「オプション」、「オプション」、「オプション」、「オプション」、RFC 2119 [1]に記載されているように解釈されること。
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に関しては、この文書は次のことはありません。
* describe the NFSv4.0 protocol, except where needed to contrast with NFSv4.1.
* NFSV4.1とは対照的に必要な場合を除き、NFSV4.0プロトコルを説明します。
* modify the specification of the NFSv4.0 protocol.
* NFSv4.0プロトコルの指定を変更します。
* clarify the NFSv4.0 protocol.
* 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 [38]. 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 [38]で既に定義されているNFSプロトコルのさらなるリビジョンです。それは以前のバージョンの本質的な特徴を保持します：簡単な回復。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。
* Improved access and good performance on the Internet
* インターネット上のアクセスと良好なパフォーマンスが向上しました
The protocol is designed to transit firewalls easily, perform well where latency is high and bandwidth is low, and scale to very large numbers of clients per server.
プロトコルはファイアウォールを簡単にトランジットするように設計されており、待ち時間が高く、帯域幅が低く、サーバーごとに非常に多数のクライアントにスケールを実行します。
* Strong security with negotiation built into the protocol
* 議定書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.
プロトコルは、RPCSEC_GSSプロトコルをサポートする際のONCRPCワーキンググループの作業に構築されています。さらに、NFSV4.1プロトコルは、クライアントとサーバーをセキュリティにネゴシエートする機能を許可し、クライアントやサーバーがセキュリティスキームのセットをサポートする能力を要求するメカニズムを提供します。
* Good cross-platform interoperability
* 良い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、別の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有利にしない、有用な共通の機能を提供するファイルシステムモデルを備えています。
* Designed for protocol extensions
* プロトコル拡張用に設計されています
The protocol is designed to accept standard extensions within a framework that enables and encourages backward compatibility.
このプロトコルは、下位互換性を可能にし、促進するフレームワーク内の標準的な拡張機能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、次の目標を持ちます。
* To correct significant structural weaknesses and oversights discovered in the base protocol.
* 基本プロトコルで発見されたかなりの構造的弱点と監視を修正するため。
* To add clarity and specificity to areas left unaddressed or not addressed in sufficient detail in the base protocol. However, as stated in Section 1.4, it is not a goal to clarify the NFSv4.0 protocol in the NFSv4.1 specification.
* ベースプロトコルでは十分な詳細で埋め込まれていないか、または対処されていない領域に明確さと特異性を追加する。ただし、セクション1.4に記載されているように、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。
* To add specific features based on experience with the existing protocol and recent industry developments.
* 既存のプロトコルと最近の業界の開発の経験に基づいて特定の機能を追加する。
* 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.
* プロトコルサポートを提供するには、複数のサーバー間で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、クラスタ化されたサーバーの展開を提供すること。
The following definitions provide an appropriate context for the reader.
次の定義は、リーダーの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：この文書では、バイトはオクテット、すなわち長さが正確に8ビットのデータです。
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り得る。クライアントは、一連のアプリケーション用の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あり得る。
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.
バイトレンジロックを参照して、クライアントは1つ以上のアプリケーションに代わって一連のロックを維持するエンティティです。このクライアントは、それが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を共有し、接続が同じネットワークノード上に複数のクライアントが存在する可能性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、クライアント提供の検証者およびクライアントの所有者への一意のショリュンド参照として使用される64ビット数量です。サーバーはクライアントIDを提供する責任があります。
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：クライアントの所有者は、クライアントを識別する、サーバーへの不透明な一意の文字列です。これらの接続から発生した複数のネットワーク接続と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ことがあります。サーバーは、同じクライアントからの同じクライアント所有者との接続からの要求を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（サーバー所有者の主要な識別子によって識別されます。）
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、クライアントが取り消されたロックが付与されているサーバーによって定義された時間の間隔です。リース期間の終わりに、リースが拡張されていない場合はロックが取り消される可能性があります。リース間隔の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.
サーバーはクライアントをすべての状態に1回のリースに付与します。
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」という用語はバイト範囲（UNIX環境でもレコードとしても呼ばれる）ロック、特に述べられていない限り、予約、委任、またはレイアウトを共有する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ている一意の秘密鍵です。SSVは、内部（つまり、NFSV4.1の内部にある）Generic Security Services（GSS）メカニズム（SSV GSSメカニズム）の秘密鍵として機能します（SSV GSSメカニズム; 2.10.9を参照）。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のSSVとSSV GSSメカニズムの使用方法の詳細については、2.10.8.3項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を調整する責任があ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 shareable 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：サーバーの所有者はサーバーをクライアントに識別します。サーバーの所有者は、メジャー識別子とマイナー識別子で構成されています。クライアントが同じメジャー識別子を持つピアに2つの接続を持つ場合、クライアントは両方のピアが同じサーバーであると仮定します（サーバーネームスペースは各接続を介して同じです）、両方の接続で共有可能です。各ピアに同じメジャー識別子とマイナー識別子の両方がある場合、クライアントは各接続が同じセッションと関連性があると見なします。
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は、複数の電源障害（カスケード能力の障害、すなわち迅速な累進のいくつかの電力障害を含む）、オペレーティングシステムの障害、および/ /記憶媒体自体（ディスク、不揮発性RAM、フラッシュメモリなど）以外のコンポーネントのハードウェア障害。
Some examples of stable storage that are allowable for an NFS server include:
NFSサーバーに許容される安定したストレージの例としては、次のものがあります。
1. Media commit of data; that is, the modified data has been successfully written to the disk media, for example, the disk platter.
1. データのメディアコミット。すなわち、修正されたデータは、ディスク媒体、例えばディスクプラッタに正常に書き込まれてきた。
2. An immediate reply disk drive with battery-backed, on-drive intermediate storage or uninterruptible power system (UPS).
2. バッテリバックドドライブ中間ストレージまたは無停電電力システム（UPS）を備えた即時返信ディスクドライブ。
3. Server commit of data with battery-backed intermediate storage and recovery software.
3. バッテリバックアップ中間記憶域および回復ソフトウェアを持つデータのサーバー。
4. Cache commit with uninterruptible power system (UPS) and recovery software.
4. 無停電電源システム（UPS）および回復ソフトウェアを使用してキャッシュをコミットします。
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、特定のファイルとロックの種類の特定のファイルとロック所有者/オープンオーナーのペアに対して、サーバーによって提供されたオープン状態とロック状態を一意に定義するサーバーによって返される128ビット数です。
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.
検証者：検証者は、クライアントが使用できるクライアントによって生成された64ビット数量で、クライアントが再起動し、以前のすべてのロック状態を失ったかどうかを判断できます。
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は簡単に検討されます。これは、以前のバージョンのNFSプロトコルとNFSプロトコルに新しいリーダーに精通しているリーダー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プロトコルの新機能のために、予想される基本的な知識のセットがまだあります。[2]と[3]に記載されているように、リーダーは外部データ表現（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期待されています。
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 1.9 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で追加されたものをベースプロトコルにあるものから区別することはできませんが、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1.9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]と[3]で定義されているものです。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]は基本的なRPCセキュリティを拡張するために使用されます。RPCSEC_GSSを使用すると、NFSV4プロトコルに対する認証、整合性、およびプライバシーを提供するために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して、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、他のメカニズムも指定し、NFSV4.1セキュリティに使用することができます。
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.
インバンド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プロトコルは、クライアントにサーバーのファイルシステムリソースへのアクセスにどのセキュリティメカニズムを使用する必要があるかに関するポリシーについてサーバーに照会する方法を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を安全に一致させることができる。
NFSv4.1 introduces parallel access (see Section 1.8.2.2), 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（1.8.2.2項を参照）を紹介します。このセクションで説明されているセキュリティフレームワークは、データアクセスがRPCを越えない場合があるため、PNFSの導入によって大幅に変更されています（セクション12.9を参照）。有意水準はストレージプロトコルによって異なります（セクション12.2.5を参照）、ゼロの影響が遅くなる可能性があります（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.
NFSv3の一連の補助プロトコル（例えば、NLM、NSM（ネットワークステータスモニタ）、マウント）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内で、サーバーへの要求を行うために使用されます。ロックなどの別々のプロトコルであった機能は、単一の統合プロトコル内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、後者が複数のサーバーに並列に行われた状態で、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って、クラスタ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.
そのような並列データアクセスは、プロトコルロックモデルに統合されている「レイアウト」として知られるリコール可能なオブジェクトによって制御される。クライアントは、NFSV4.1であり得るデータストレージプロトコルを介してレイアウトによって指定された一連のデータサーバへのデータアクセスに対する要求を直接要求する。
Because the protocols used for parallel data access are not necessarily RPC-based, the RPC-based security model (Section 1.8.1) 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1.8.1）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、ゼロの低くなることがあります（セクション13.12を参照）。
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、不透明バイトストリームとして扱われている通常のファイルと階層的です。わずかな出発時に、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FileHandleの間の初期マッピングを提供するための別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たすべてのファイルシステムはすべてのファイルシステムが特別なサーバーごとのグローバルルートファイルハンドルから到達可能になるようにツリーとして表示されます。これにより、ルックアップ操作を使用して、マウントプロトコルによって以前に提供され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が原因で発生す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プロトコルのように、不透明なファイルハンドルは個々のファイルとディレクトリを識別するために使用されます。Lookup型と作成操作ファイルとディレクトリ名をfileHandlesに変換します。これは、後続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をサポートし、指定されたファイルシステムオブジェクトの有効期間に有効であることが保証されています。さらに、揮発性の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付きのファイルハンドルを提供するためのサーバーへのサポートを提供します。
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、必須、推奨、および名前付き属性に分割されている豊富で拡張可能なファイルオブジェクト属性構造があります（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 [38]). 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.
必要な属性のいくつか（まだ全体ではない）は、NFSV3の属性から派生しています（[38]のFATTR 3データ型の定義を参照）。必要な属性の例は、ファイルオブジェクトのタイプ（セクション5.8.1.2）で、通常のファイルはディレクトリ（一部のオペレーティング環境でもフォルダとも呼ばれる）やその他の種類のオブジェクトとは区別できます。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つの推奨される属性の例は、ACL、SACL、および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で使用されているモデルを超えてディレクトリとファイルアクセス制御を提供します。ACL定義では、個々のユーザーとグループに対する特定の権限のセットを指定できます。さらに、ACL継承は、ファイルシステムオブジェクトとしてのディレクトリツリーを作成するアクセス権の伝播とディレクトリツリーを停止することを可能にします。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、文字列名によって参照される不透明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と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目的としています。NFSV4.1は、非相互運用可能な実装の開発を防ぐために、許可された操作を締め付けることによって、NFSV4.0に対する名前付き属性を変更します。名前付き属性はセクション5.3で説明されています。
NFSv4.1 contains a number of features to allow implementation of namespaces that cross server boundaries and that allow and facilitate a nondisruptive transfer of support for individual file systems between servers. They are all based upon attributes that allow one file system to specify alternate, additional, and new location information that specifies how the client may access that file system.
NFSV4.1には、サーバーの境界をクロスし、サーバー間の個々のファイルシステムに対するサポートの非途中のサポートが許可されていない名前空間の実装を可能にするためのいくつかの機能が含まれています。それらはすべて、1つのファイルシステムがクライアントがそのファイルシステムにアクセスする方法を指定する代替、追加、および新しい位置情報を指定できる属性に基づいています。
These attributes can be used to provide for individual active file systems:
これらの属性は、個々のアクティブファイルシステムを提供するために使用できます。
* Alternate network addresses to access the current file system instance.
* 現在のファイルシステムインスタンスにアクセスするための代替ネットワークアドレス。
* The locations of alternate file system instances or replicas to be used in the event that the current file system instance becomes unavailable.
* 現在のファイルシステムインスタンスが利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。
These file system location attributes may be used together with the concept of absent file systems, in which a position in the server namespace is associated with locations on other servers without there being any corresponding file system instance on the current server. For example,
これらのファイルシステムの場所属性は、存在しないファイルシステムの概念と共に使用されてもよく、ここではサーバネームスペース内の位置は、現在のサーバ上の対応するファイルシステムインスタンスがあっても他のサーバ上の位置に関連付けられている。例えば、
* These 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.
* これらの属性は、1つのサーバが他のサーバによって提供されたファイルシステムに指示することができる参照を実装するために、存在しないファイルシステムと共に使用され得る。これにより、広範なマルチサーバーネームスペースを構築できます。
* These attributes may be provided when a previously present file system becomes absent. This allows nondisruptive migration of file systems to alternate servers.
* これらの属性は、以前に現在のファイルシステムが存在しない場合に提供されてもよい。これにより、ファイルシステムの交互のサーバーへの中断の中断が可能になります。
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. 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.
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、回復可能なロックの種類を含む多くの種類のロックのサポートが含まれています。代表団などのリコール可能なロックにより、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クライアントに保証できます。状況が変わると、ロックはコールバック要求によって呼び出されます。代表団によって提供される保証は、状況がそれを許すときに安全に広範囲のキャッシングを可能にする。
The types of locks are:
ロックの種類は次のとおりです。
* Share reservations as established by OPEN operations.
* オープン操作によって確立されたように予約を共有する。
* Byte-range locks.
* バイトレンジロック
* 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.
* 委任が保持されている限り、矛盾するホルダーを保証するリコール可能なロックであるリソタリングロックです。
* Directory delegations, which are recallable locks that assure the holder that inconsistent directory modifications cannot occur so long as the delegation is held.
* ディレクトリの委任は、委任が保持されている限り、矛盾するディレクトリ変更が発生することができないホルダーを保証するリソタリングロックです。
* 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.
* ファイルデータへのアクセスを確実にするホルダを保証するレイアウトは、クライアントによって直接実行され、そのアクセスと矛盾しないデータの位置に変更されないことが、レイアウトが保持されている限り、データの位置に変更されない可能性がある。
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まとめられています。クライアントに関連付けられている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速やかに更新されない場合、クライアントのロックは失効の対象となります。サーバーの再起動が発生した場合、クライアントは特別な猶予期間内に自分のロックを安全に再利用する機会があります。
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ています。
* Implementation of the sessions model (Section 2.10).
* セッションモデルの実装（セクション2.10）
* Parallel access to data (Section 12).
* データへの並列アクセス（セクション12）。
* Addition of the RECLAIM_COMPLETE operation to better structure the lock reclamation process (Section 18.51).
* ロック再生プロセスをよりよく構成するためのRECLAIM_COMPLETE操作の追加（セクション18.51）。
* Enhanced delegation support as follows.
* 以下のような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).
- 通常のファイルに加えて、ディレクトリやその他のファイルタイプに関する代理人（18.39項18.49節）。
- 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ための操作（第18.49節、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18.39,20.4）。
- 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から1つ以上の委任を呼び出すことを示す方法、したがって、クライアントがどの委任を返すかをユーザーに返す方法を許可する方法です（セクション20.6）。
* Attributes can be set atomically during exclusive file create via the OPEN operation (see the new EXCLUSIVE4_1 creation method in Section 18.16).
* 属性は、オープン操作を介して排他ファイル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の作成方法を参照）。
* 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"">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).
* 削除された場合はオープンファイルを保存でき、ハードリンク数（「ハードリンク」をオープングループのセクション3のセクション3のセクション3.191号のセクション3.191号：IEEE STD 1003.1,2004版、HTML版）"6]標準）はゼロになり、削除されたファイルの名前を部分的に隠された名前に名前を変更する必要がなくなります。
* Improved compatibility with Microsoft Windows for Access Control Lists (Section 6.2.3, Section 6.2.2, Section 6.4.3.2).
* アクセス制御リストのMicrosoft Windowsとの互換性の向上（6.2.3項6.2.2項6.4.3.2項）。
* Data retention (Section 5.13).
* データ保持（セクション5.13）。
* Identification of the implementation of the NFS client and server (Section 18.35).
* 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）。
* 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).
* バイトレンジロックの可用性の通知をサポートします（セクション18.16の新しいOpen4_Result_May_Notify_lockの返信フラグを参照）。
* In NFSv4.1, LIPKEY and SPKM-3 are not required security mechanisms [39].
* NFSV4.1では、リッキーとSPKM-3は必須のセキュリティメカニズムではありません[39]。
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は、このセクションの残りの部分で説明されています。
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、[3]と[2]で定義されているRPCバージョン2と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、すべてのユーザーを認証するようにクライアントに信頼するというホストベースの認証モデルを持つと考えられています。実際には、NFSは常に認証のためにRPCに依存しています。RPC認証auth_sysの最初の形式の1つは、強力な認証を有し、ホストベースの認証アプローチを必要としました。NFSV4.1は、基本的なセキュリティサービスのためのRPCにも依存し、ユーザーベースの認証モデルのRPCサポートを義務付けます。ユーザーベースの認証モデルには、サーバーによって認証されているユーザープリンシパルがあり、ユーザーのプリンシパルによって認証されたサーバーがあります。RPCは、NFSv4.1によって使用される基本的なセキュリティサービスをいくつか提供します。
As described in "Authentication", Section 7 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「認証」の「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ています。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えます。セクション2.2.1.1.1で説明したように、いくつか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。（実装するこの要件は使用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同様に実装されてもよい。
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ための追加の実装のオーバーヘッドなしに、RPCレイヤによって様々なセキュリティメカニズムを使用することができます。
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、クライアント上のユーザー、およびユーザーへのサーバーを識別して認証することができます。RPCヘッダーを含むRPCメッセージ全体、および引数または結果について整合性チェックを実行することもできます。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。引数と結果に対してプライバシーが実行されます。プライバシーが選択されている場合は、整合性、認証、および識別が有効になっていることに注意してください。プライバシーが選択されていないが、完全性が選択されている場合は、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場合、認証が有効になっている場合は、識別が有効になります。RPCSEC_GSSは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Integrity Services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 Integrityサービスで保護されている整合性であり、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している必要があります。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している必要があります。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。
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している必要があります。
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の使用には、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）の選択が必要です。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、メカニズムまたはメカニズムの構成に、QOPゼロを適切なレベルの保護にマッピングすることを指定します。各命令メカニズムは、整合性とプライバシーを実装するための最小の暗号化アルゴリズムのセットを指定します。NFSV4.1クライアントとサーバーは、必要な各メカニズムの必要な暗号化アルゴリズムに準拠したオペレーティング環境で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]に記載されているKerberos V5 GSS-APIメカニズムは、次の表にある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 [40].
疑似風味の数と名前は、ここでは実装者へのマッピング補助として示されていることに注意してください。NFSV4.1プロトコルはセキュリティを交渉するためのメソッドを含み、GSS-APIメカニズムを理解するための方法を含み、疑似フレーバーは必要ありません。セキュリティネゴシエーションは[40]に記載されているようにマウントプロトコルを介して行われるため、疑似フレーバーがNFSV3に必要です。
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が指定された時点で、HMAC-SHA1を持つ高度な暗号化規格（AES）はKerberos V5に設定された要求アルゴリズムでした。対照的に、NFSV4.0が指定されている場合、Kerberos V5に弱いアルゴリズムセットが必要であり、NFSV4.0仕様では必要とされていました。なぜなら、Kerberos V5仕様はより強いアルゴリズムを指定しなかったためです。NFSV4.1仕様はKerberos V5に必要なアルゴリズムを指定しておらず、代わりに、実装者は、より強いアルゴリズムが指定されている場合、Kerberos V5規格の進化を追跡することが予想されます。
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における暗号化アルゴリズムに関するセキュリティ上の考慮事項
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を展開するとき、達成されたセキュリティの強さは既存のKerberos v5インフラストラクチャによって異なります。Kerberos v5のアルゴリズムは、クライアントまたはサーバーによって直接公開されていないため、必要に応じてセキュリティが許容できるようにするためにNFSV4.1のユーザーが必要とするデューデリジェンスがいくつかあります。
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の下のセキュリティメカニズムが使用されているのかにかかわらず、NFSサーバーはGSS_C_NT_HOSTBASED_SERVICE NAMEタイプを介してGSS-APIで自分自身を識別する必要があります。GSS_C_NT_HOSTBASED_SERVICE名は次の形式です。
service@hostname
サービス@ホスト名
For NFS, the "service" element is
NFSの場合、「サービス」要素はです
nfs
NFS
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の実装は、NFS @ hostnameをさまざまな形式に変換します。Kerberos V5の場合、次のフォームをお勧めします。
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以前のNFSプロトコルのバージョンからの大きな逸脱は、複合手順の導入です。NFSV4プロトコルのすべてのマイナーバージョンでは、NULLと化合物とは正確に2つのRPC手順があります。複合手順は一連の個々の操作として定義され、これらの操作は従来のNFS手順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.
複合要求内で組み合わされた操作は、原子力を保証することなくサーバーによって順番に評価されます。ある操作から別の操作への結果を渡すために、限られた施設のセットが存在します。操作が失敗した結果を返すと、評価は終了し、すべて評価された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.
複合手順を使用すると、クライアントは単純または複雑な要求を作成することができます。これらの複合要求により、論理ファイルシステムの操作に必要なRPCの数を減らすことができます。たとえば、複数のルックアップ操作を組み合わせることで、マルチコンポーネントルックアップ要求を構築できます。追加の待ち時間を招くことなく、getAttr、ReadDir、またはOpen Plusの読み取りなどの操作とさらに組み合わせることができます。
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、サーバーがクライアントにRPCを向けたかのかなりのコールバック操作のセットも含まれています。コールバックRPCは、通常のサーバ要求と同様の構造を持ちます。NFSV4プロトコルのすべてのマイナーバージョンでは、CB_NULLとCB_COMPOUND 2つのコールバックRPCプロシージャがあります。CB_COMPOUND手順は、独自のコールバック操作を持つ化合物のそれと同様の方法で定義されています。
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.
複合およびCB_Compound Request Framework内の新しいサーバーおよびコールバック操作の追加は、その後のマイナーバージョンでプロトコルを拡張する手段を提供します。
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 replay protection for non-idempotent requests.
セッション作成に必要な少数の操作を除いて、サーバー要求および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対してクライアントコンテキストを提供し、IDEMPOTENT以外の要求に対する堅牢な再生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.
ロック状態に応じてまたは依存する各操作について、特定のクライアントは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.
各個別のクライアントインスタンスはクライアントIDによって表されます。クライアントIDは、特定のクライアントを表す64ビット識別子です。クライアントIDは、クライアントが再初期化するたびに変更され、サーバーが再初期化されたときに変更される可能性があります。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.
定常運転中、各操作に関連するクライアントIDは、操作が送信されるセッション（2.10を参照）から派生します。セッションが作成されたときにセッションがクライアントIDに関連付けられています。
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限り唯一のNFSv4.1操作は、クライアントIDを確立するために必要なものです。
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.
Exchange_ID操作のシーケンスとそれに続くそのクライアントIDを使用したCREATE_SESSION操作（Exchange_IDから返されたEIR_ClientID）を使用して、サーバー上のクライアントIDを確立して確認するために必要です。クライアントの新しい化身による識別の確立も、以前のクライアントの以前の化身がサーバー上であった可能性があるようなロック状態を直ちに解放するという効果もあります。このようなリリース状態には、すべてのバイトレンジロック、共有予約、レイアウト状態、および - サーバがクレームのいずれかをサポートしていない場合、サーバがクレームのいずれかをサポートしていません。委任状況回復については、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、12.7.1項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放するには、サーバーが1つの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者であることを判断できるようにする必要があります。これを行うことができない場合は、いくつかの理由のいずれかについて、ロック状態はリースの有効期限の対象となる時間の間残ります（セクション8.3を参照）、新しいクライアントは競合する場合はそのような状態を削除するのを待つ必要があります。要求をロックします。
Client identification is encapsulated in the following client owner data type:
クライアント識別情報は、次のクライアント所有者データ型でカプセル化されています。
struct client_owner4 {
verifier4 co_verifier;
opaque co_ownerid<NFS4_OPAQUE_LIMIT>;
};
The first field, co_verifier, is a client incarnation verifier, allowing the server to distinguish successive incarnations (e.g., reboots) of the same client. 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、クライアントのインカレーション検証子で、サーバーは同じクライアントの連続した化身（たとえば再起動）を区別できるようになります。CO_VERIFIERがサーバーが以前に識別されたクライアントに対して以前に記録されているものとは異なる場合（co_owneridフィールドで指定されているように）CO_VERIFIERが異なる場合、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、同じクライアントの後続のインスタンスが異なる検証者を持つ同じCO_OWNERIDを持つようにクライアントを一意に定義する可変長文字列です。
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ついては、いくつかの考慮事項があります。
* 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.
* 複数のクライアントが同じ文字列を存在しないように、文字列は一意であるべきです。1つのクライアントから同じ文字列範囲を表示する2つのクライアントの結果は、そのリース状態を突然、予期せずにキャンセルされた1つのクライアントにエラーを取得します。
* 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.
* 同じクライアントのその後のinnarations（たとえば、再起動）がクライアントに同じ文字列を表示させるように文字列を選択する必要があります。この実装者は、ローカルファイルに記録されるように文字列を記録するためのアプローチから、ローカルディスクがない環境での実装の使用を排除し、すべてのファイルアクセスがNFSV4.1サーバーからのものであるためです。
* 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 [37].)
* クライアントがアクセスするサーバーネットワークアドレスごとに文字列は同じである必要があります。このようにして、サーバに複数のインタ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たトラフィックをトランス化できます。（注：NFSV4.0仕様では、正確な反対は推奨されています[37]）
* 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.
* クライアントの実装が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知っていない限り、文字列を生成するためのアルゴリズムは、クライアントのネットワークアドレスが変更されないと仮定しないでください。これには、クライアントのインカネルと変更さえ、クライアントが現在のインカレーションで実行されている間に変更されています。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文字列内のクライアントのネットワークアドレスだけを含む場合、クライアントが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して、クライアントがネットワークアドレスをあきらめた後に実際のリスクがあります。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:
上記の考慮事項を考慮すると、よく生成されたCO_OWNERID文字列の例は以下のものを含むものである。
* If applicable, the client's statically assigned network address.
* 該当する場合、クライアントの静的に割り当てられたネットワークアドレス。
* Additional information that tends to be unique, such as one or more of:
* 1つ以上のものなど、ユニーク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、シリアル番号に一方向機能を実行するのが最善です）。
- A Media Access Control (MAC) address (again, a one-way function should be performed).
- メディアアクセス制御（MAC）アドレス（やはり、一方向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ソフトウェアが最初にクライアントにインストールされたときのタイムスタンプのタイムスタンプは（これはファイルに格納されている情報の使用について前述した注意の対象となりますが、ファイルはNFSV4.1よりもアクセスできない可能性があります）。
- 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ル間で同じであるべきであるため、ソフトウェアのインストールのタイムスタンプの使用方法と同じ問題を共有しています。
* 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.
* ユーザーレベルのNFSV4.1クライアントの場合、プロセス識別子やその他の固有のシーケンスなど、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（Exchange_IDのEIR_CLIENTIDの結果）によって割り当てられ、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されるべきです。これはサーバーの再起動に適用されます。
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.
サーバーの再起動が発生した場合、クライアントは、NFS4ERR_STALE_CLIENTIDエラーを受信したときに現在のクライアントIDが無効になっていないことがわかります。正確な状況は、関与するセッションの特性、特にセッションが永続的かどうか（セクション2.10.6.5を参照）に依存しますが、それぞれの場合では、クライアントは既存のクライアントIDと新しいセッションを確立しようとするとクライアントがこのエラーを受け取ります。エラーNFS4ERR_STALE_CLIENTIDを受信し、Exchange_IDを介して新しいクライアントIDとそのクライアントIDで確立された新しいセッションを取得する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はない場合、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を取得した結果として新しいセッションを作成する必要があることを確認します。サーバーの再起動後に起こるように、既存のクライアントIDがサーバーに提示され、クライアントIDが認識されない場合、サーバーはエラーNFS4ERR_STALE_CLIENTIDを使用して要求を拒否します。
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され、返信が表示されなかった操作を再送信するためにのみ使用できます。以前に実行されたサーバーが返信キャッシュから来る操作に応答します。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「死んだ」と呼ばれる。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と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を使用して要求を拒否します。
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).
NFS4ERR_STALE_CLIENTIDがこれらの状況で受信されると、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を入手してから、新しいセッションの基礎としてそのクライアントIDを使用してから、サーバーの他の必要な回復に進む必要があります。ケースを再起動します（8.4.2項を参照）。
See the descriptions of EXCHANGE_ID (Section 18.35) and CREATE_SESSION (Section 18.36) for a complete specification of these operations.
これらの操作を完全に指定するために、Exchange_ID（18.35節）と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 [37]), 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、サーバは、NFSV4.0のSetClientID操作を使用して確立されたデータ型NFS_CLIENT_ID4の値を有する、Exchange_ID内のデータ型CLIENT_OWNER4の値を比較することができる。そのため、アップグレードされたクライアントがリースまで待機しないようにする（すなわち、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）が期限切れになることを可能にする。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成されている必要があります。後者の内容にサーバーのネットワークアドレスが含まれていた場合（NFSV4.0仕様[37]の推奨事項ごとに）、およびNFSV4.1クライアントがトランキングを防ぐクライアントIDを使用したくない場合は、2つのExchange_ID操作を送信する必要があります。最初のExchange_idは、nfs_client_id4に等しいclient_owner4を持ちます。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がありません。 2番目のExchange_IDのために作成された状態は、期限切れにされない状態がないため、リースの有効期限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では、DEASTER_CLIENTID（セクション18.50）という新しい操作が導入され、クライアントはニーズがなくなったクライアントIDを破棄するために使用する必要があります。これにより、クライアントIDの優雅で二国間リリースが可能になります。クライアントIDに関連付けられているセッション、または期限切れのリースを持つ状態がある場合は、動作を使用できません。
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.
クライアントがクライアントIDの関連状態を保持していないとサーバーが決定された場合（関連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、および欲しい）、サーバーはリソースを節約するためにクライアントIDを一方的に解放することを選択できます。このリリースの後にクライアントがサーバーに連絡している場合、サーバーはクライアントが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ることを確認する必要があります。このようなイベントから回復するクライアント上の結果として生じる作業は、サーバーが失敗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を解放することが非常に躊躇します。通常、サーバーは、そのクライアントから何分間のアクティビティもない限りクライアントIDを解放しません。セッションがある限り、オープン、ロック、代表団、レイアウト、または希望は、サーバーはクライアントIDを解放してはいけません。非アクティブセッションの解放に関する議論については、セクション2.10.13.1.4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、またはその状態があるがリースが期限切れになっているクライアント所有者のExchange_IDを取得すると、サーバーはExchange_IDを許可し、適切なCreate_Sessionが続く場合は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:
現在の状態と期限切れのリースを持つ古いincarnationを持つクライアント所有者の新しい化身のためにサーバーがExchange_idを取得すると、サーバーは次のいずれかの場合はクライアント所有者の以前の化身の状態を廃棄できます。真実：
* 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.
* クライアント所有者のクライアントIDを作成した主体は、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認証に基づいている必要がありますが、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を使用する必要があります。クライアントIDが作成されました。
* 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).
* クライアントIDはSP4_SSV保護（セクション2.35,2.10.8.3）で確立され、クライアントはGSS SSVメカニズムを使用してRPCSEC_GSSにセキュリティフレーバーセットにEXCHANGE_IDを送信します（セクション2.10.9）。
* 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.
* クライアントIDはSP4_SSV保護を使用して確立され、本明細書に記載されている条件下で、Exchange_IDはSP4_MACH_CRED状態保護を使用して送信されました。SSVはクライアントとサーバーの再起動を継続しない可能性があるため、クライアントが初めてExchange_IDをサーバーに送信しているため、SSVがありません。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。代わりに、SP4_MACH_CRED保護と同様に、プリンシパルはRPCSEC_GSS認証に基づいている必要があります。使用されている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、クライアントIDが作成されたときに同じ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.
上記の状況のどれもが適用されない場合、サーバーはNFS4ERR_CLID_INUSEを返す必要があります。
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.
サーバーがクライアントIDを作成したマッチングとしてプリンシパルとCO_OWNERIDを受け入れ、Exchange_IDのCO_VERIFIERはクライアントIDが作成されたときに使用されたCO_VERVERIFIERとは異なります。状態を削除します。CO_VERIFIER値が同じ（例えば、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（セクション18.35）、またはトランキングを試みている場合（セクション2.10.5）、サーバーは状態を削除しないでください。
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と似ています（セクション2.4）、クライアントの所有者とは異なり、短縮サーバー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ています。
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 1.7). 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。SO_MAJOR_IDフィールドが2つのExchange_IDの結果で同じである場合、各Exchange_IDが送信した接続は同じサーバーに対処すると仮定することができます（セクション1.7で定義されているように）。SO_MINOR_IDフィールドも同じである場合は、同じサーバーに接続するだけでなく、両方の接続でセッションを共有できます。リーダーには、複数のサーバーが意図的にまたは誤って同じSO_MAJOR_IDまたはSO_MAJOR_ID / SO_MINOR_IDを持つことを主張することができることに注意してください。リーダーは、誤ってサーバーの所有者の値を誤ってマッチングすることを回避するために、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 an 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文字列を生成するためのものと似ています（セクション2.4を参照）。競合するSO_MAJOR_ID値を生成する2つのサーバーの結果は、CO_OWNERIDの競合のためのものよりも難しく、クライアントは各サーバーの信頼性を比較できるためです（セクション2.10.5を参照）。
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ため、どのメカニズムをサーバーとの通信に使用するかを決定またはネゴシエートする方法が必要です。NFSサーバーは、NFSクライアントが使用できるファイルシステムの名前空間内に複数のポイントを持つことができます。これらの点はセキュリティポリシーの境界と見なすことができ、いくつかのNFSの実装では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サーバは、これらのセキュリティポリシー境界のそれぞれが使用中に異なるセキュリティメカニズムを有することがあるように構成され得る。
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、安全なチャネルを使用して、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を強制する可能性を排除し、必要以上に必要なものよりも低いレベルのセキュリティを選択する可能性を排除する必要があります。さらなる議論については21節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、名前空間内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）で構成されており、フレーバーがRPCSEC_GSSの場合は、GSS-APIメカニズムオブジェクト識別子（OID）、PROS-APIの保護品質、およびRPCSEC_GSSサービスです。
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. However, the server's policies may also change at any time and force the client to negotiate a new security tuple.
secinfoとsecinfo_no_name操作により、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どのセキュリティタプルを使用するかを決定できます。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横切るときを除いて、どちらの操作を使用する必要はありません。ただし、サーバーのポリシーはいつでも変更し、クライアントに新しいセキュリティタプルを交渉するように強制することもできます。
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.
さまざまなセキュリティタプルの使用が、SECINFOまたはSECINFO_NO_NAME操作（例えば、読み取り専用VS / Read-Write）アクセス、セキュリティタプルに使用されるのと同じ接続で要求が送信された場合に許可されるアクセスの種類に影響を与えるでしょう。最初に大きなアクセスを許可する必要があります。一般的なアクセスが同じであり、異なるセキュリティフレーバーが、特権が認識されているプリンシパルの範囲を制限します（例えば、rootアクセスを許可または禁止）、最大の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が最小セキュリティセット（すなわちRPCSEC_GSSの下のKerberos V5）をサポートしなければならないという仮定に基づいて、NFSクライアントは最小限のセキュリティタプルのうちの1つを持つ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、クライアントはNFS4ERR_WRONGSECのNFSエラーを受信することがあります。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を照らしていることをクライアントに通知できます。その場合、クライアントは決定を担当します（2.6.3.1項を参照）サーバーで利用可能なセキュリティタプルが利用可能であり、クライアントに適したものを選択するのかを選択します。
This section explains the mechanics of NFSv4.1 security negotiation.
このセクションでは、NFSV4.1セキュリティ交渉の力学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.
「FileHandle操作を入れる」という用語は、Putrootfh、Putpubfh、Putfh、およびRestoreFHを指します。本明細書の各サブセクションは、プットファイルハンドル操作で始まる操作のサマリーを処理する方法を説明する。
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を返さないでください。PUTファイルハンドル操作が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が一連の操作ではなく、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適用されているかを調べます。
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個のファイルハンドル操作の場合、サーバはNFS4ERR_WRONGSECを最初のN-1に返却してはいけませんFileHandle操作に必要です。NTH PUT FILEHANDLE操作は、あたかもその操作のサマリーの最初のもの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で複合要求を受信した場合は、PUTFH、PUTROOTFH、LOOKUP - その後、PUTFH操作はNFS4ERR_WRONGSECの目的で無視され、PUTROOTFH、ルックアップ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. FileHandleの操作検索（または既存の名前の開き）を入れる
This situation also applies to a put filehandle operation followed by a LOOKUP or an OPEN operation that specifies an existing component name.
このような状況は、PUT FileHandleの操作に続くルックアップまたは既存のコンポーネント名を指定するオープン操作にも適用されます。
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、クライアントはセキュリティポリシーの境界を犠牲にしており、セキュリティタプルのセットは親ディレクトリサポートが子のそれと異なる可能性があります。サーバー実装は、セキュリティポリシー管理に制限を課すかどうかを決定することができます。少なくとも3つのアプローチがあります（SEC_POLICY_CHILDは、子エクスポートのタプルセットです.SEC_POLICY_PARENTは親の）。
(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）をサポートするために（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の場合）、セキュリティタプルの不一致がある場合は、PUTファイルハンドル操作はNFS4ERR_WRONGSECを返すことはできません。代わりに、次のようなルックアップ（または既存のコンポーネント名で開く）から返されるべきです。
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アプローチ（A）と矛盾しないので、それは一般的に従うべきです。アプローチ（a）が実装されていても、セキュリティタプルがルックアップのターゲットに対して許容されるが、PUTファイルハンドル操作で使用されるファイルハンドルに対しては受け入れられないことが可能である。PUT FileHandle操作はPUTROOTFHまたはPUTPUBFHで、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知ることができません。またはPUT FileHandle操作で使用されているFileHandleのセキュリティポリシーは、ファイルハンドルが取得された時刻から変更された可能性があります。
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、操作に直ちにルックアップまたはコンポーネント名が開くと、PUTファイルハンドル操作に応答してNFSV4.1サーバーを返さないでください。
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はその途中でのみ機能するため、Lookuppがsecinfo_no_nameなしでNFS4ERR_WRONGSECを返す方法はありません。secInfo_no_nameはスタイルSecInfo_Style4_Parentを介してこの問題を解決します。これはSecInfoとして反対方向に機能します。セクション2.6.3.1.1.3と同様に、Lookuppが続くPUTファイルハンドル操作はNFS4ERR_WRONGSECを返してはいけません。サーバーがSECINFO_NO_NAMEをサポートしていない場合、クライアントの専用契約は、PUT FileHandle操作、Lookupp、GetFHのgetfhの順序をサポートするすべてのセキュリティタプルを使用して送信します。
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かかわらず、操作が直ちにLookUppが続く場合に、PUTファイルハンドル操作に応答してNFSV4.1サーバーを返さないでください。
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.
セキュリティに敏感なクライアントは、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判断するためにサーバーに照会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、PUTファイルハンドル操作に示されている親ディレクトリまたはsecinfoに示されている子ファイルオブジェクト（またはsecinfo_no_nameで示されている親ディレクトリ）のセキュリティポリシーのタプルリストに含める必要はありません。もちろん、クライアントが選択するセキュリティタプルでは、サーバーを設定する必要があります。それ以外の場合、要求は適切な認証エラーでRPCレイヤで失敗します。
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ているものとの間には接続はありません。しかし実際には、クライアントは、セキュリティポリシーによってサポートされているものから強い風味を探すことができ、続いて必要なセットのものが続くことがあります。
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、SecInfoまたはSecInfo_no_nameが続くPUT FileHandle操作にNFS4ERR_WRONGSECを返さないでください。NFSV4.1サーバーはSECINFOまたはSECINFO_NO_NAMEからNFS4ERR_WRONGSECを返さないでください。
The NFSv4.1 server MUST NOT return NFS4ERR_WRONGSEC.
NFSV4.1サーバーはNFS4ERR_WRONGSECを返さないでください。
"Anything Else" includes OPEN by filehandle.
「他の何でも」はFileHandleによって開かれています。
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強制は、PUT FileHandle操作で指定されたファイルハンドルに適用されます。そのため、セキュリティタプルの不一致がある場合は、PUTファイルハンドル操作がNFS4ERR_WRONGSECを返す必要があります。これにより、NFS4ERR_WRONGSECを他のすべての操作に許容エラーとして追加することが複雑になります。
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.
シリーズPUT FILE Handle Operation SECINFO_NO_NAME（STYLE SECINFO_STYLE4_CURRENT_FH）を含むコンパウンドは、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、PUT FILEHANDLE操作、ルックアップ、LookUpp、Open（コンポーネント名）以外の操作にNFS4ERR_WRONGSECを返さないでください。
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シーケンス、putfh、secinfo_noname、読み取り、使用されてい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します。ルール（2.6.3.1.1.5項参照）では、putfhもsecinfo_no_nameもNFS4ERR_WRONGSECを返すことはできません。規則別（2.6.3.1.1.7項を参照）、読み取りはNFS4ERR_WRONGSECを返すことができません。この問題は、secinfoと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からの変更です）。これにより、読み取りやすく読み取りのための現在のファイルハンドルは残りません。
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.
リンクと名前変更操作は、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複合要求の認証情報で使用されているセキュリティフレーバを拒否した場合、サーバーはリンクからNFS4ERR_WRONGSECを返します。サーバーがそうすると、保存されたファイルハンドルのセキュリティポリシーの間に交差点がない場合、これはクライアントが意図されたリンクまたは名前の変更操作を実行することが不可能になることを意味します。
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、クライアントがこの複合要求を送信します。シーケンス、PUTFH BFH、SAVEFH、PUTFH AFH、ファイルハンドルBFHとAFHの名前を変更します。ここで、FileHandles BFHとAFHは別の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に受け入れられるがAFHのポリシーを使用して要求を送信した場合、PUTFHAFH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に受け入れられるがBFHのポリシーに受け入れられる認証情報を使用して、クライアントはシーケンス、PUTFH BFH、SAVEFH、PUTFH AFHを送信します。サーバーは名前変更操作で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:
リンクまたは名前を変更したリクエストの無限のシーケンスからのクライアントが続いて、その後にsecinfo_no_nameまたはsecinfoを含むリクエストが続かないようにするには、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は相互に許容されるセキュリティタプルがない場合にサーバーが検出する必要があります。リンクからNFS4ERR_WRONGSECその状況のリンクまたは名前の変更。代わりに、サーバーは2つのことのうちの1つを実行しなければなりません。
* The server can return NFS4ERR_XDEV.
* サーバーはNFS4ERR_XDEVを返すことができます。
* The server can allow the security policy of the current filehandle to override that of the saved filehandle, and so return NFS4_OK.
* 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を保存したファイルハンドルのそれをオーバーライドすることを許可することができますので、NFS4_OKを返します。
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.
必要に応じて進化する可能性がある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ための規則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 [37], 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.
マイナーなバージョン管理に関する基本的な仮定は、将来の受け入れられたマイナーバージョンが1つ以上の標準トラック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[37]で表され、マイナーバージョン1はこのRFCによって表されます。複合およびCB_COMPOUND手順は、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ドをサポートします。
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.
以下の項目は、マイナーバージョンの開発の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規則を変更または追加することがあります。
1. Procedures are not added or deleted.
1. 手順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プログラムの手順に追加または削除されません。
2. Minor versions may add operations to the COMPOUND and CB_COMPOUND procedures.
2. マイナーバージョンは、複合およびCB_COMPOUND手順に操作を追加することができます。
The addition of operations to the COMPOUND and CB_COMPOUND procedures does not affect the RPC model.
複合およびCB_COMPOUND手順への操作の追加は、RPCモデルに影響を与えません。
* 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は、属性のセットと属性値のセットを表すFATTR4に属性を追加することがあります。
This allows for the expansion of the attribute model to allow for future growth or adaptation.
これにより、将来の成長や適応を可能にするための属性モデルの拡張が可能になります。
* Minor version X must append any new attributes after the last documented attribute.
* マイナーバージョンXは、最後の文書化された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XDR符号化された結果の不透明な配列として指定されているため、現在の定義の中で新しい属性を追加する複雑さは非常に大きすぎるでしょう。
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.
やはり、単一の操作のための複数の構造定義を処理する複雑さはあまりにも面倒なことです。マイナーバージョンの既存の構造体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:
この規則は、マイナーバージョンで次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Flag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のような不透明配列の亜種を提供します。
* adding bits to existing attributes like ACLs that have flag words
* フラグ単語を持つACLのような既存の属性にビットを追加する
* extending enumerated types (including NFS4ERR_*) with new values
* 新しい値で列挙型（NFS4ERR_ *を含む）の拡張
* adding cases to a switched union
* 交換ユニオンにケースを追加する
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いけません。
5. Minor versions must not delete operations.
5. マイナーバージョンは操作を削除しないでください。
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の特定の操作「スロット」の潜在的な再利用が防止されます。
6. Minor versions must not delete attributes.
6. マイナーバージョンは属性を削除しないでください。
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ないでください。
8. Minor versions may declare an operation MUST NOT be implemented.
8. マイナーバージョンは、操作を宣言してはいけません。
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.
操作を実装していなければならないことを指定することは、操作を廃止するのと同じです。クライアントの場合、それは操作がサーバーに送信されてはならないことを意味します。サーバーの場合、要求をXDRデコードエラーとしての「ドロップ」とは対照的に、NFSエラーを返すことができます。このアプローチにより、将来のマイナーバージョンが操作を再導入することができるようにその構造を維持しながら動作の陳腐化を可能にする。
1. Minor versions may declare that an attribute MUST NOT be implemented.
1. マイナーバージョンは、属性が実装されてはならないことを宣言することができます。
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ことができます。
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、必須から推奨されているのをダウングレードすること、またはオプションに推奨されることがあります。
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、推奨されている、または必要とされることをお勧めします。
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ゼロからX-1をサポートする必要があります。
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要な新機能を導入してはいけません。
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.
この規則は、必要に応じて機能を指定する前に、新しい機能の導入を可能にし、実装経験の使用を強制します。一方、いくつかのクラスの機能はインフラストラクチャーであり、広範な効果があります。インフラストラクチャー機能を推奨またはオプションの可能性を推奨することは、マイナーバージョンの実装を複雑にします。
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. マイナーバージョンyを持つ別の複合手順で、マイナーバージョンXを使用して、マイナーバージョンXを使用して、StateID、FileHandle、または類似の返品オブジェクトを、マイナーバージョンXで使用してはいけません。
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のためのRPCに依存しています。NFSV4.1自体は、次のいくつかのサブセクションで説明されているように、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ための許可は、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、オープン（18.16節）とアクセス（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許可を変更できます。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、およびSACLが含まれます。5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ACLおよびSACLの属性を介して、ファイルごとのオブジェクトごとの監査を提供します。この仕様の範囲外です。監査ログのフォーマットまたは管理ポリシーを指定するには、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ごとにアラーム制御を提供します。アラームは侵入検知の基礎として機能することがあります。アラームによる侵入を検出するためのヒューリスティックを指定するのは、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:
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）と非RDMAベースのトランスポートを介して動作します。
* The transport supports reliable delivery of data, which NFSv4.1 requires but neither NFSv4.1 nor RPC has facilities for ensuring [41].
* トランスポートは信頼できるデータの配信をサポートしています。これらのNFSV4.1は必要ですが、NFSV4.1もRPCも確実にするための機能を持っていません。
* 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].
* 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て任意のサイズの要求と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の実装がIPネットワークプロトコルを介した操作をサポートしている場合、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の中にある必要があります。この文書が書かれた時点では、上記の属性を持つ唯一の輸送はTCPとストリーム制御伝送プロトコル（SCTP）でした。相互運用性の可能性を高めるために、NFSV4.1の実装はTCPトランスポートプロトコルに対する操作をサポートしなければなりません。
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ても、トランスポートが輻輳制御をサポートすることをお勧めします。
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.
コネクションレストランスポートをNFSV4.1の下で使用することは許可されています。しかしながら、コネクションレストランスポートによる輻輳制御と組み合わされたデータの信頼性および順序の配信が必要です。結果として、UDPそれ自体はNFSV4.1トランスポートとして使用してはいけません。NFSV4.1は、基礎となるトランスポートが接続の概念を急上昇させても、トランスポートに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のトランスポートアドレスが接続を構成していると想定しています。
If a connection-oriented transport (e.g., TCP) is used, the client and server SHOULD use long-lived connections for at least three reasons:
接続指向輸送（例えば、TCP）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。
1. This will prevent the weakening of the transport's congestion control mechanisms via short-lived connections.
1. これにより、短命の接続による輸送の輻輳制御メカニズムの弱化が防止されます。
2. This will improve performance for the WAN environment by eliminating the need for connection setup handshakes.
2. これにより、接続設定ハンドシェイクの必要性を排除することで、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、サーバーが使用するための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）を維持するようにクライアントとサーバーが必要です。
In order to reduce congestion, if a connection-oriented transport is used, and the request is not the NULL procedure:
輻輳を減らすために、接続指向のトランスポートが使用されている場合、要求はNULLプロシージャではありません。
* A requester MUST NOT retry a request unless the connection the request was sent over was lost before the reply was received.
* 返信が受信される前に、要求が送信された接続が拒否されていない限り、リクエスタはリクエストを再試行してはいけません。
* 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.
* リクエストが再試行しても、リプライアはリクエストを黙ってはいけません。（RPCSEC_GSSのサイレントドロップ動作は、RPCSEC_GSSレイヤであるRPCSEC_GSSレイヤ、リクエスト処理内の下位レイヤーで発生するため、適用されません。）代わりに、レプリタは適切なエラーを返す（セクション2.10.6.1を参照）、またはそれを参照）接続を切断する可能性があります。
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、レプリタは同じフルネットワークアドレスに返信を送信しなければなりません（例えば、IPベースのトランスポートを使用する場合、リクエスタの送信元ポートはリクエスタネットワークアドレスの一部である場合）、そこからリクエスタが要求を送信しました。接続指向のトランスポートを使用する場合、要求が受信されたのと同じ接続で返信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).
リプライアがリクエストを受信した後に接続がドロップされたが、レプリアが返信を送信する前に、レプリアは保留中の応答を持つ可能性があります。ドロップされた接続として同じ送信元ネットワークアドレスと宛先フル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、リクエスタが要求を再試行するまでレプリアは返信を送信してはなりません。この禁止の理由は、要求者が異なる接続を介してリクエストを再試行することができることです（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、同じ接続で再試行を許容しない理由があります。
* 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.
* RDMAトランスポートは、クレジットがメッセージを送信するピアの権利であるフロー制御を強制するために「クレジット」を使用します。1つのピアがリクエスト（または返信）を再送信することになった場合は、追加のクレジットを消費します。リクエスタが各要求に対して単一の受信バッファを投稿するだけなので、レプリタが応答を再送信した場合、それは確かにRDMA接続損失を引き起こすでしょう。リクエスタが要求を再送信した場合、クライアントがITを説明し、利用可能なクレジットが低下しない限り、サーバー上で消費された追加のクレジットがRDMA接続の失敗につながる可能性があります。
* 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.
* RDMAクレジットは、NFSV4.1の返信キャッシュに新しい問題を提示します。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返信キャッシュを使用できます。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しないでください。これは、返信が送信されたときに返信キャッシュの内容を盲目的に使用されてはならず、チャネルに適したクレジット情報はRPCレイヤによってリフレッシュされなければならないことを意味します。
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に、NFSv4.1要求者は返信を待つのをやめてはいけません。
Historically, NFSv3 servers have listened over TCP port 2049. The registered port 2049 [42] for the NFS protocol should be the default configuration. NFSv4.1 clients SHOULD NOT use the RPC binding protocols as described in [43].
歴史的に、NFSV3サーバーはTCPポート2049を介してリッスンされています.NFSプロトコルの登録ポート2049 [42]は、デフォルトの構成になります。NFSV4.1クライアントは[43]に記載されているようにRPCバインディングプロトコルを使用しないでください。
NFSv4.1 clients and servers MUST support and MUST use the session feature as described in this section.
NFSV4.1クライアントとサーバーは、このセクションの説明に従ってセッション機能をサポートして使用する必要があります。
Previous versions and minor versions of NFS have suffered from the following:
以前のバージョンとマイナーバージョンのNFSは次のものを患っています。
* Lack of support for Exactly Once Semantics (EOS). This includes lack of support for EOS through server failure and recovery.
* 正確に一度だけサポートされていない（EOS）。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ています。
* Limited callback support, including no support for sending callbacks through firewalls, and races between replies to normal requests and callbacks.
* ファイアウォールを介してコールバックを送信するためのサポートを含まず、正規の要求とコールバックに対するレーセレスを含む、リマンスコールバックサポート。
* Limited trunking over multiple network paths.
* 複数のネットワーク経路上の限られたトランキング。
* Requiring machine credentials for fully secure operation.
* 完全に安全な操作のための機械認証情報を必要とします。
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は実用的な解決策を持つ上記の不足に対処します。
* 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.
* EOSは有効なサイズの応答キャッシュによって有効になり、キャッシュを永続的なストレージに保持し、サーバーの障害と回復を通じてEOSを有効にします。NFSの以前の改訂がEOSをサポートしていなかった1つの理由は、EOSアプローチが頻繁に限られた並列処理によってあったためです。セクション2.10.6で説明されるように、NFSV4.1はEOSと無制限の並列処理の両方をサポートしています。
* The NFSv4.1 client (defined in Section 1.7) 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 callbacks caused by the requests are detected via the session's sequencing properties that are a consequence of EOS (Section 2.10.6.3).
* NFSV4.1クライアント（セクション1.7で定義）はトランスポート接続を作成し、それらをコールバック要求の送信に使用するサーバーに提供し、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リクエストによって引き起こされるコールバックの間のレースは、EOSの結果であるセッションのシーケンスプロパティによって検出されます（2.10.6.3項）。
* The NFSv4.1 client can associate an arbitrary number of connections with the session, and thus provide trunking (Section 2.10.5).
* NFSV4.1クライアントは、任意の数の接続をセッションと関連付けることができ、したがってトランキングを提供する（2.10.5項）。
* The NFSv4.1 client and server produce 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).
* NFSV4.1クライアントとサーバーは、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とサーバーのマシンの認証情報とは無関係にセッションキーを作成します（セクション2.10.8.3）。
* 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).
* 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の認証を要求しないセッションのBackChannelが使用するための安全な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時間が経つにつれて、動的に作成された長寿命の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が存在します。クライアントは、接続がそれらのセッションに関連付けられているときに、クライアント関連状態がそのクライアントのクライアントIDに関連付けられたセッションを使用してアクセスされることができるように、それに関連する1つまたは複数のセッションを有することができる。接続が一定されたクライアントIDのセッションのいずれかに関連付けられていない場合、ロック、オープン、代理、レイアウトなどのオブジェクトは有効期限があります。セッションは、その状態へのアクセスの物理的手段とは無関係に、サーバ上のクライアントによるアクセス手段を表すオブジェクトとして機能する。
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可能性があります。単一のセッションは複数のクライアントにサービスを提供してはいけません。
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. 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).
セッションはNFSv4.1ではなくNFSv4.0の一部です。通常、セッションなどの主要なインフラストラクチャの変更は、NFSのようなオープンネットワークコンピューティング（ONC）RPCプログラムへの新しいメジャーバージョン番号を必要とするでしょう。しかしながら、NFSV4は単一の手順でその機能をカプセル化するので、化合物は任意の数の演算をサポートできるため、セッションがほとんど困難でNFSV4.1に追加されました。化合物には、マイナーバージョン番号フィールドが含まれており、NFSV4.1の場合はこのマイナーバージョンは1に設定されています.NFSV4サーバーがマイナーバージョンを1に設定してコンパウンドを処理すると、NFSv4.0の場合は異なる操作セットが表示されます。。NFSV4.1は、Destroy_Sessionなどのセッション管理操作を除いて、確立されたセッションを介して動作するすべての化合物に必要なシーケンス操作を定義します（セクション18.37）。
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、シーケンス操作が存在する場合は、複合手順の最初の操作でなければなりません。シーケンスの主な目的はセッション識別子を搬送することです。セッション識別子は、複合手順の他のすべての操作を特定のセッションと関連付けます。シーケンスには、EOSを維持するための必須情報も含まれています（2.10.6項を参照）。セッション対応のNFSV4.1複合要求に従って、次の形式があります。
+-----+--------------+-----------+------------+-----------+----
| tag | minorversion | numops |SEQUENCE op | op + args | ...
| | (== 1) | (limited) | + args | |
+-----+--------------+-----------+------------+-----------+----
and the replies have the form:
そして返信には次の形式があります。
+------------+-----+--------+-------------------------------+--//
|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手続き要求と応答は、複合と同様の形式を持ちますが、シーケンス操作の代わりにCB_SEQUENCE動作があります。CB_COMPOUNDには、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はシーケンスと同じ情報を持ち、コールバックレースを解決するために必要な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（セクション2.4）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と関連付けられてい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、サーバーからのコールバック要求に返信するクライアントが）を使用するかどうか（サーバーからコールバック要求に返信されているかどうか）、関連するクライアントIDにリースされている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 1.8.4)) 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.
State（これは、共有予約、ロック、委任、およびレイアウト（セクション1.8.4））をクライアント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、特定の状態の所有者からの連続状態の変更操作は異なるセッションを介して行くことができます。コールバックは、コールバックに関する状態を最初に取得した要求のそれとは異なるセッションにわたって到着することができる。例えば、セッションAが委任を取得するために使用される場合、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場合、委任を思い出す要求はセッションBを介して到着する可能性がある。セクション2.10.8.1および2.10.8.2コールバックに関するセキュリティ上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要求を送信する方向を表します。
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つのチャンネルがあります。前面チャンネルとバックチャネルです。セッションごとに最大2つのチャンネルがあるため、各チャンネルには異なる目的があるため、チャネルは識別子に割り当てられていません。
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.
前回のチャネルは、クライアントからサーバーへの通常の要求に使用され、複合要求と応答を担います。セッションには常に前回の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 decided 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によって決まります。ただし、NFSV4.1の多くの機能はバックチャネルを必要とします。NFSV4.1サーバーはバックチャンネルをサポートしている必要があります。
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 non-idempotent.
各セッションには、個別の返信キャッシュを含む、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）。バックチャネルでさえ、いくつかのコールバック操作はIDEmpotentであるため、返信キャッシュ（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）を必要とす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、0個以上のトランスポート接続と関連付けられています（同じトランスポートプロトコルまたは異なるトランスポートプロトコルであろう）。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、CREATE_SESSION（セクション18.36）とBIND_CONN_TO_SESSION（セクション18.34）の操作を介して、接続が1つのチャネルまたは両方のチャンネルのトラフィックを搬送するかどうかを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自動的に前のチャネル、およびオプションでバックチャネルに関連付けられます。クライアントがState Protectionを指定していない場合（セクション18.35）セッションが作成されたときに、シーケンスが異なる接続で送信されると、接続はシーケンス操作で指定されたセッションの前の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.
セッションとの接続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と同時に関連付けられてもよい。
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を同じチャンネルに関連付けることが許可されています。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。イベントでは、RDMAと非RDMA接続が同じチャンネルに関連付けられている場合、最大スロット数はRDMAクレジットの総数を超えています（セクション2.10.6.1）。このようにして、すべてのRDMAクレジットが使用されている場合、RDMA以外の接続には少なくとも1つの未解決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は、クライアントが各トランスポートからチャン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.
1つのタイプのトランスポートを、前チャネルと関連付けるように、バックチャネルと関連付ける異なるタイプの接続を接続することが許可されています。
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 distinct values of opaque identifiers so that the two servers never assign the same value to two distinct objects. Thus, the identifiers generated by two servers within that set can be assumed compatible so that, in certain important cases, identifiers generated by one server in that set may be presented to another server of the 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た不透明文字列EIR_SERVER_SCOPEの形式のサーバースコープ値を指定します。サーバーの範囲の目的は、同じサーバースコープ値を共有するサーバーのセットが不透明な識別子の異なる値を使用するように構成されているサーバーのグループが、2つのサーバーが同じ値を2つの異なるものに割り当てることができないようにすることをクライアントに示すことです。オブジェクトしたがって、そのセット内の2つのサーバによって生成された識別子は、特定の重要な場合において、そのセット内の1つのサーバによって生成された識別子が同じスコープの別のサーバに提示され得るように互換性があると仮定することができる。
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 inadvertently accept a value generated by another server. 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を使用すると、1つの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、サーバーは誤って別のサーバーによって生成された値を受け入れません。それを受け入れると、それが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ち運ぶからです。
When servers are of the same server scope, this compatibility of values applies to the following identifiers:
サーバーが同じサーバースコープのものである場合、この値の互換性は次の識別子に適用されます。
* 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.
* ファイルハンドル値同じサーバースコープの2つのサーバーによって受け入れられたファイルハンドル値は同じオブジェクトを表します。1つのサーバに送信された書き込み操作は、もう一方のサーバに送信された読み取りに反映されます。
* 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 identical strings of bytes.
* サーバーの所有者の値。サーバースコープ値が同じ場合は、サーバーの所有者の値が有効に比較される可能性があります。サーバースコープ値が異なる場合、サーバーの所有者の値は、同一のバイト文字列を含む場合でも、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.
そのような互換性を提供するために必要とされるサーバー間の調整は、非常に最小限であり、ID空間の単純なパーティションに制限され得る。共通値の認識は追加の実装を必要とするが、これはその認識が望まれる特定の状況に合わせて調整することができる。
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、複数のサーバーのサーバースコープ値をいくつかの状況下で比較することができます。各状況は、適切な機能セクションで説明されます。
* 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 11.5.2.
* 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所有者の値が、セクション11.5.2で説明されているように、さまざまな形式のトランキングの妥当性を判断する目的で比較される。
* 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.
* ネットワークまたはサーバーの再構成が異なるサーバーに同じネットワークアドレスを引き起こす場合、クライアントがロック再生がいつ試行されるかをクライアントに決定する必要がある場合は、セクション8.4.2.1で説明されています。
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.
Exchange_IDからの2つの応答が、2つの異なるサーバーネットワークアドレスから同じサーバースコープを持ち、クライアントがCommon Serverスコープがグループ内に協力している2つのサーバーがあることを検証できる方法がいくつかあります。
* If both EXCHANGE_ID requests were sent with RPCSEC_GSS ([4], [9], [27]) 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 and server_owner major_id also share the same principal name. In some cases, this simplifies the client's task of validating server scope.
* 両方のExchange_id要求がRPCSEC_GSS（[4]、[9]、[27]）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平等は検証されます。同じサーバースコープとserver_owner mapear_idを共有するつもりの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。場合によっては、これにより、クライアントのサーバースコープを検証するタスクが簡単になります。
* 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).
* クライアントは、関連するファイルシステムのFS_LOCATIONATIONATIONSまたはFS_LOCATIONS_INFO属性内の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マイグレーションイベントがあるか、特定のファイルシステムで再生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属性の最初のサーバーにGetAttr要求を送信します。一般的なサーバーの範囲を確認する必要がないようにする必要があるかもしれません。クライアントがGetAttrへの返信を正常に認証し、fs_locationsまたはfs_locations_info属性を含むgetAttr要求と応答が2番目のサーバーを参照してから、サーバースコープの平等がサポートされています。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に関連する情報（例えば、移行されているファイルシステム）に制限することを選択することができる。
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のトランキングの2種類のトランキングをサポートしています。
In the context of a single server network address, it can be assumed that all connections are accessing the same server, and NFSv4.1 servers MUST support both forms of trunking. When multiple connections use a set of network addresses to access the same server, the server MUST support both forms of trunking. NFSv4.1 servers in a clustered configuration MAY allow network addresses for different servers to use client ID trunking.
単一のサーバーネットワークアドレスのコンテキストでは、すべての接続が同じサーバーにアクセスしていると想定することができ、NFSV4.1サーバーは両方のトランキングをサポートしている必要があります。複数の接続が同じサーバーにアクセスするために一連のネットワークアドレスを使用する場合、サーバーは両方の形式のトランキングをサポートしている必要があります。NFSV4.1クラスタ構成内のサーバーは、さまざまなサーバーのネットワークアドレスをクライアントIDのトランキングを使用できます。
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、さまざまなサーバーネットワークアドレス間のトランキングが許可されるべきトランキングの種類に関してサーバーの義務を違反している限り、クライアントのいずれかのトランキングを使用できます。コールバックチャネルに関しては、クライアントは、特定のクライアントIDに対して有効なすべてのコールバックチャネルの中からサーバーがすべて選択され、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のトランキングをコールバックに使用できるようにするときに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は、基本的には、それぞれが異なるターゲットネットワークアドレスおよび/またはソースネットワークアドレスを持つ複数の接続と同じセッションに、複数の接続の関連付けです。2つの接続のターゲットネットワークアドレス（サーバアドレス）が同じである場合、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している必要があります。ターゲットネットワークアドレスが異なる場合、サーバは、Exchange_ID操作によって返されたデータを使用してそのようなサポートを示してもよい（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のトランキングは、同じクライアントIDへの複数のセッションの関連付けです。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ときはいつでも、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している必要があります。さらに、サーバーは、同じ主要なサーバー所有者ID（セクション2.5）とサーバーの範囲（セクション2.10.4）を提示することによって、クライアントIDのトランキングの追加のケースを許可することがあります。2つのサーバーが同じメジャーサーバーの所有者とサーバーの範囲を返すと、2つのサーバーがロック状態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の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 below), 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のトランキングの使用を許可されている場合に区別するには、Exchange_ID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_idsを送信し、それぞれ異なるターゲットネットワークアドレスを持つが、各Exchange_ID操作はEIA_ClientOwnerフィールドに同じ値を持ちます。同じNFSV4.1サーバーが各接続を介してリスンされている場合、各Exchange_ID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。クライアントは、各接続を同じサーバー（検証対象）を参照して扱うことができます（下記のセクション2.10.5.1を参照）、トランク要求と応答に各接続を使用できます。クライアントの選択は、セッショントランキングまたはクライアントIDのトランキングが適用されるかどうかです。
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EIA_CLINTEROWNER引数が2つの異なるExchange_ID要求で同じで、EIR_CLIENTID、EIR_SERVER_OWNER.SO_MINOR_ID、EIR_SERVER_OWNER_SO_MINOR_ID、およびEIR_SERVER_SCOPEの結果が一致した場合、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のタプルへのセッションマッピングがない場合、EIR_SERVER_OWNER.SO_MAJOR_ID、EIR_SERVER_SCOPE、およびEIR_SERVER_OWNER.SO_MINOR_IDのセッションは、セッションに接続を関連付ける接続の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、クライアントは接続をセッションに関連付けるためにbind_conn_to_sessionを送信できます。
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のトランキングを使用していない場合は、そうする必要はありません。接続にcreate_sessionを呼び出すことができます。これにより、以下に説明するようにクライアントIDのトランキングが発生します。トランキングを使用することを選択しない場合は、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のトランキングEXECH_IDの両方の結果でEIA_CLINTEROWNER引数とEIR_CLIENTID、EIR_SERVER_OWNER.SO_MAJOR_ID、およびEIR_SERVER_SCOPEの結果が一致している場合、クライアントはクライアントIDのトランキングを実行できます（EIR_SERVER_OWNER.SO_MINOR_IDが一致するかどうかにかかわらず）。）。クライアントは各接続を異なるセッションと関連付けることができ、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を呼び出すことで、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、それぞれの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、クライアントはクライアントIDのトランキングを使用することを自由に辞退することができます。
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 and the client to be able to associate the same locking state with multiple sessions.
クライアントIDのトランキングを実行すると、その同じクライアント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。これにより、サーバーがセッション間で状態を調整し、クライアントは同じロック状態を複数のセッションと関連付けることができます。
It is always possible that, as a result of various sorts of reconfiguration events, eir_server_scope and eir_server_owner values may be different on subsequent EXCHANGE_ID requests made to the same network address.
さまざまな種類の再構成イベントの結果として、EIR_SERVER_SCOPEおよびEIR_SERVER_OWNER値が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要求では異なる可能性があります。
In most cases, such reconfiguration events will be disruptive and indicate that an IP address formerly connected to one server is now connected to an entirely different one.
ほとんどの場合、そのような再構成イベントは破壊的になり、以前は1つのサーバーに接続されていたIPアドレスが完全に異なるものに接続されていることを示します。
Some guidelines on client handling of such situations follow:
そのような状況のクライアント処理に関するいくつかのガイドラインは次のとおりです。
* When eir_server_scope changes, the client has no assurance that any IDs that it obtained previously (e.g., filehandles) can be validly used on the new server, and, even if the new server accepts them, there is no assurance that this is not due to accident. Thus, it is best to treat all such state as lost or stale, although a client may assume that the probability of inadvertent acceptance is low and treat this situation as within the next case.
* EIR_SERVER_SCOPEが変更された場合、クライアントには、以前に取得したID（ファイルハンドルなど）が新しいサーバーで有効に使用できること、および新しいサーバーがそれらを受け入れても、これが原因ではないという保証はありません。事故。したがって、クライアントは、不注意による受理の確率が低いと仮定され、次の場合と同じようにこの状況を扱うことができるが、紛失または古い状態のまったく扱うことが最善である。
* When eir_server_scope remains the same and eir_server_owner.so_major_id changes, the client can use the filehandles it has, consider its locking state lost, and attempt to reclaim or otherwise re-obtain its locks. It might find that its filehandle is now stale. However, if NFS4ERR_STALE is not returned, it can proceed to reclaim or otherwise re-obtain its open locking state.
* EIR_SERVER_SCOPEが同じでEIR_SERVER_OWNER.SO_MAJOR_IDのままである場合、クライアントはそれが持つファイルハンドルを使用し、そのロック状態が失われたとみなし、そのロックを再利用するか、またはその他の方法で再取得しようとします。そのファイルハンドルが現在古くなっていることがわかります。ただし、NFS4ERR_STALEが返されない場合は、そのオープンロック状態の再利用またはその他の方法で再取得できます。
* When eir_server_scope and eir_server_owner.so_major_id remain the same, the client has to use the now-current values of eir_server_owner.so_minor_id in deciding on appropriate forms of trunking. This may result in connections being dropped or new sessions being created.
* EIR_SERVER_SCOPEおよびEIR_SERVER_OWNER.SO_MAJOR_IDが同じままである場合、クライアントは適切な形式のトランキングを決定する際にEIR_SERVER_OWNER.SO_MINOR_IDの現在の電流値を使用する必要があります。これにより、接続が削除されたり、新しいセッションが作成されたりする可能性があります。
When the server responds using two different connections that 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:
サーバーが、EIR_SERVER_OWNER、EIR_SERVER_SCOPE、およびEIR_CLIENTIDの値と一致または部分的に一致する2つの異なる接続を使用して応答すると、クライアントはサーバーの主張を信頼する必要はありません。クライアントは、次の方法でトラフィックをトレーキングする前にこれらのクレームを検証することができます。
* 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 (see Section 18.47) operation.
* 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同じNFSV4.1サーバーに関連付けられ、同じセッションで使用可能であ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）の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。SP4_SSVの場合、信頼性の高い検証はSET_SSVを介して確立された共有秘密（SSV）によって異なります（セクション18.47）。
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 (see 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、18.34項を参照）、クライアントがbind_conn_to_session操作の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を使用して、rpcsec_gss保護を使用してbind_conn_to_sessionを送信する必要があります。GSS SSVメカニズムで作成されたハンドル（2.10.9項を参照）。
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.
誤って誤ったサーバーのセッションへの接続を関連付けると、クライアントがBIND_CONN_TO_SESSION引数のセッションIDを認識していないため、サーバーはその試行を拒否します。サーバーが誤ってまたは悪意がある場合でも接続アソシエーションの試行を受け付けても、応答を計算するRPCSEC_GSS Verifierはクライアントによって検証されません。そのため、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がわかります。
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が作成されたときに使用されたものと同じ信任状を使用して、RPCSEC_GSSの整合性またはプライバシーを使用します。RPCSEC_GSSを介した相互認証は、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クライアントを保証します。
* 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.
* クライアントIDの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操作から取得した同じクライアントIDが同じサーバーから取得された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注います。Exchange_IDの結果がクライアントIDのトランキングが可能で、GSSターゲットの「プリンシパル名は同じである場合は、サーバーは同じでクライアントIDのトランキングが許可されています。
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.
検証のための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、SP4_SSV保護を指定します。最初のExchange_idクライアントの送信は常にCreate_Session呼び出しによって確認されなければなりません。その後、クライアントはset_ssvを送信します。後で、クライアントは、最初のExchange_IDが送信されたものとは異なる2番目の宛先ネットワークアドレスにExchange_idを送信します。クライアントは、各Exchange_ID応答に同じEIR_CLIENTID、EIR_SERVER_OWNER.SO_MAJOR_ID、EIR_SERVER_SCOPEがあることを確認します。もしそうであれば、クライアントは、2番目のExchange_IDによって返されるRPCSEC_GSSハンドルを使用して、RPCSEC_GSSの整合性を使用して保護された、CREATE_SESSION操作を2番目の宛先アドレスに送信することによってクレームを検証します。サーバーがcreate_session要求を受け入れ、クライアントがRPCSEC_GSS VerifierとIntegrityコードを検証した場合、クライアントは2番目のサーバーがSSVを認識しているため、サーバースコープとクライアントIDのトランキングを指定する目的で2つのサーバーが協力しています。 。
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.
セッションを介して、NFSv4.1は、チャネルを介して送信された要求のためのセマンティクス（EOS）を正確に提供します。EOSは、前チャン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:
先頭のシーケンスまたはCB_Sequence操作で送信される各化合物またはCB_COMPOUND要求は、正確に1回受信機によって実行されなければなりません。この要件は、要求が指定された応答キャッシュで送信されたかどうかにかかわらず、（2.10.6.1.3項を参照）。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つの分類に分割します。
* Non-idempotent requests.
* 非IDEMPOTENT要求
* Idempotent modifying requests.
* IDEmpotentの変更要求
* Idempotent non-modifying requests.
* IDEmpotent非修正要求
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.
非IDEmpotent要求の例は名前変更です。明らかに、レプリアが同じ名前の変更要求を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。REPLIERが再実行から結果を返す場合、この結果は正しくありません。したがって、IDEMOTENTENT要求に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.
IDEmPotorment修正要求の一例は、書き込み動作を含む複合要求である。同じ書き込みの繰り返し実行は、その実行の実行と同じ効果があります。それにもかかわらず、データの破損を回避するためには、書き込み用のEOSやその他のIDEmpotentの変更要求を強制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を強制しない非コンポーネントのサーバーにWRITE Aを送信し、おそらくネットワークパーティションのために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、Write Aを再送信します。これでサーバーの2つのインスタンスがあります。サーバーは、最初のAがまだ待っていますが、サーバーはAの再試行に応答して返信することができます。リソースのサーバーの内部I / Oシステムで。WRITE Aの2回目の試行への返信を受信すると、クライアントはその書き込みが行われるため、Aのバイト範囲を重複するのは自由に送信することができます。元のAがサーバーのI / Oシステムから送出されるときそして実行された（したがって、2番目の時間Aは書き込まれた）、Bによって書き込まれたものは上書きされ、したがって破損することができる。
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.
IDEmpotent非修正要求の例は、シーケンス、PUTFH、ReadLink、および他に何もない複合である。そのような要求の再実行はデータの破損を引き起こすことも、誤った結果を生み出すことはありません。それにもかかわらず、実装を簡単にするためには、replierは、idempotentと非修正が必要であるかどうかにかかわらず、すべての要求に対してEOSを強制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内の応答キャッシュを持続しない限り、TRUEと完全なEOSは不可能で、サーバーが再起動を必要としないように実行されていない限り（実際にはそのようなサーバーが存在する場合は、返信キャッシュの間の区別が安定して保持します。保存対1つは意味なしのものではありません）。返信キャッシュの永続性についての議論については、2.10.6.5項を参照してください。とにかく、サーバが返信キャッシュを永続化しなくても、EOSは以前のバージョンのNFSに対する堅牢性と正確性を改善し、従来の重複リクエスト/返信キャッシュはONC RPCトランザクション識別子（XID）に基づいていました。セクション2.10.6.1は、返信キャッシュの基礎としてのXIDの欠点を説明し、NFSV4.1セッションがXIDを改善する方法を説明しています。
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。これは、一意であることが要求されている間に、2つの理由で要求を追跡するのに便利ではありません。まず、XIDは要求者にとってのみ意味があります。以前に送信された要求との平等のテストを除いて、絞り目によって解釈され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コンサルティングするとき、XIDの不透明度は計算上高価なルックアップを必要とします（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、スロットテーブルへのインデックスである非不透明スロットIDを使用します。これははるかに効率的です。第二に、RPC要求は任意の順序でレプリアによって実行されることができるので、いつでも未解決の要求の数にバインドされていない。完璧なEOSを達成するには、ONC RPCを使用すると、返信キャッシュ内のすべての応答を格納する必要があります。 XIDは32ビットです。返信キャッシュ内で4億を超える記憶（2 ^（32））応答は実用的ではありません。実際には、以前のバージョンのNFSは、キャッシュ内に固定数の応答を保存し、キャッシュがいっぱいのときにキャッシュエントリを新しいエントリと置き換えるために最近使用されている（LRU）アプローチを使用することを選択しました。 NFSV4.1では、未処理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削除しても安全な場合はレプリアを伝えます。
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、リクエスタが新しい要求を送信すると、0.nの範囲内のスロットIDを選択します。ここで、Nは、リクエストが要求されているセッションのリクエスタの現在の最大スロットIDです。送られる。nの値はCA_MAXRequests - 1と等しく始まります（セクション18.36）は、このセクションの後述のシーケンスまたはCB_Sequenceへの応答によって調整できます。スロットIDは、リクエスタがセッションですでにアクティブになっている要求のいずれかによって未使用でなければなりません。ここで「未使用」とは、要求者にそのスロットIDに対する未処理の要求が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を含みます。シーケンスIDは32ビットの符号なし値であり、したがって0.0xFFFFFFFF（2 ^（32） - 1）の範囲内である。スロットが初めて使用されるとき、要求者は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上の前の要求の1つ以上のシーケンスIDを指定する必要があります。前のシーケンスIDが0xFFFFFFFFの場合、スロットに対する次の要求はゼロに設定されている（すなわち、（2 ^（32））1 MOD 2 ^（32））に設定されなければならない。
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は各要求のスロットIDを伴う。それは専門的なチェックのためのものです。特定のスロットIDを使用している要求が再送信であるか新しい、未承認の要求であるかどうかを効率的に決定するために使用されます。要求者が実際に応答しない限り、リクエスターがレプリアがそれを見たことがわかりません。もちろん、リクエスターが返信を見た場合、リクエスタは再送信されません。
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:
Replierは、新しい要求が次のようになっているかどうかを確認するために、そのスロットIDに対して以前に受信した各受信した要求のシーケンスIDを比較します。
* 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.
* シーケンスIDがスロットで前回見たものより1つ多い新しい要求（シーケンスラップアラウンドの会計）。REPLIERは新しい要求の実行に進み、レプリアはスロットのシーケンスIDを1つずつ増やす必要があります。
* 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.
* 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要求。元の要求が完了した場合、Replierはキャッシュされた応答を返します。2.10.6.2セクションを参照してください。レプリアがまだ進行中の要求の再試行を扱う方法についての方向については、「2.10.6.2」を参照してください。
* 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).
* シーケンスIDが以前にスロット内で前に見られた（シーケンスラップアラウンドの会計処理）より小さい誤った再試行。REPLIERはNFS4ERR_SEQ_MISORDERED（結果として（シーケンスまたはCB_SEQUENCE）を返す必要があります。
* 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).
* シーケンスIDが、スロット内で以前に見られた（シーケンスラップアラウンドの会計処理）2以上の誤った新しい要求。シーケンスIDは、0xFFFFFFFFに達すると、誤って命令された新しい要求と誤ったリトライを区別することはできません。したがって、レプリタはNFS4ERR_SEQ_MISORDERED（結果として（シーケンスまたはCB_SEQUENCE）を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です。これには2つの意味があります。第1の意味は、特定のセッションの場合、レプリアは限られた数の複合要求の結果をキャッシュするだけであることである。2番目の含意は最初から派生します。これは、XIDインデックス付きの返信キャッシュとは異なり（重複する要求キャッシュ - DRCとも呼ばれます）、スロットIDベースの応答キャッシュをオーバーフローすることはできません。再送信要求を識別するためにシーケンスIDを使用することで、レプリタは要求自体を実際にキャッシュする必要はなく、返信キャッシュのストレージ要件をさらに短縮する必要はありません。これらの施設は、効果的な返信キャッシュのすべての必要なエントリを維持することを実用的にします。
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、レプリタの応答キャッシュ実装内のXIDおよびソースネットワークアドレスの従来の役割を引き継ぎます。このアプローチはかなりポータブルで完全に堅牢です。クライアントがIPネットワークを介して再接続されているため、ポートの再割り当てが受けられません。さらに、RPC XIDは応答キャッシュでは使用されず、リクエスターによるXIDの迅速な再利用の範囲内のキャッシュの堅牢性を高めます。Replier Cache Managementの目的のためにXIDを気にしない間（ただし、リクエストが要求されていた同じXIDを返す必要があります）。それにもかかわらず、他のすべてと同じであるNFSv4.1のXIDに関する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要求のようにNFSv4.1要求に定式化する必要があります。その理由は次のとおりです。
* The RPC layer retains its existing semantics and implementation.
* RPC層は既存の意味と実装を保持しています。
* 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.
* リクエスターとレプリタは、シーケンスまたはCB_SEQUENCE動作のNFSV4.1の復号化の前に、RPCレイヤーで相互運用できる必要があります。
* 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.
* シーケンスまたはCB_SEQUENCE（例えば、bind_conn_to_session）で始まらない操作が使用されている場合、RPC XIDは要求への応答と一致するように正しい操作のために必要です。
* 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.
* シーケンスまたはCB_Sequenceの動作はエラーを生成する可能性があります。もしそうであれば、リクエスト内の埋め込みスロットID、シーケンスID、およびセッションID（存在する場合）は返信に含まれず、要求に応答に合わせるためのXIDのみがあります。
Given that well-formulated XIDs continue to be required, this raises 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 [44]; 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.
適切な策定されているXIDが継続され続けることを考えると、これは質問を上げます：なぜSequenceとCB_Sequenceの応答にセッションID、スロットID、およびシーケンスIDがあるのですか？応答にセッションIDを持つことは、リクエスタがセッション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。REPLYにスロットIDとシーケンスIDを持つことは、リクエスタがスロットIDとシーケンスIDを調べるためにXIDを使用する必要がないことを意味します。また、XIDは32ビットであるため、リクエストとのリクエストの再関連付けを保証するのに小さすぎる[44]。応答内のセッションID、スロットID、およびシーケンスIDを持つことで、クライアントは、実際の応答が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.
シーケンス（およびCB_Sequence）操作は、追加のリクエスタスロット使用情報を搭載している「最高_SLOTID」値を搬送します。リクエスターは常に最上位のスロット値を持つ未解決の要求を表すスロットIDを示す必要があります。すべての場合には、すべての場合に最も控えめな価値を提供する必要がありますが、最小レベルまたは最適なレベルを維持するための実際の瞬時使用法よりも幾分上回ることができます。これにより、要求者が未使用の要求スロットをレプリアに返す方法を提供します。これにより、情報を使用してリソースが再割り当てされます。
The replier responds with both a new target highest_slotid and an enforced highest_slotid, described as follows:
replierは、次のように説明されている新しいターゲットのimpslotidとentoced hisspslotidの両方で応答します。
* 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.
* ターゲットhiste_slotidは、replicierが要求者に使用する希望者が求められているrequest_lotidの要求者への指示です。これにより、他のリクエスタからさまざまなレベルの需要の間でリソースをより公正に共有するために、それらを使用していないことが判明したリクエスターからリソースを撤回する（または追加）リソースを引き出す（または追加）リソースを引き出すことができます。リクエスタのセッションリソースへのアクセス権に対して新しく確立されたハードリミットを示すので、リクエスターは常にレプリアの値の更新に準拠している必要があります。しかしながら、リクエストパイプライン化のために、要求者は事前の値を反映して有効な要求を有することができる。したがって、レプリタはすぐに要求者に準拠する必要がありません。
* 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.
* 施行されたhist_slotidは、最上位のスロットIDを示しています。要求者は、後続のシーケンスまたはCB_Sequence操作で使用できます。replierの強制されたhiss_slotidは、sequenceまたはcb_sequence引数に示されている要求者がhists_slotidを下回る必要があります。
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.
リクエスターは、そのhisto_slotid引数をシーケンス操作に低下させることに関して、すなわち、requesterがシーケンス操作に対する応答でターゲットの高いものを無視し続け、そのinters_slotid引数をターゲットの高いものよりも高く設定し続ける。これは、スロットIDがターゲットIDより高い標準IDより高い要求がないことを認識している場合、これは特に大きな動作と見なすことができます。そのようなインターンジェンスに直面したとき、専用家はより強力な行動を自由に受け取り、それ以前の施行された最高司令官よりも少ない新しい強制暫定_SLOTIDで返信することができます。その後、リクエスタがReplierの新しい強制されたISLOTIDより大きいISTION_SLOTIDで要求を送信し続けると、リクエスト内のスロットIDが新しい強制されたISLOTIDより大きい場合は、サーバーはNFS4R_BAD_HIGH_SLOTを返し、リクエストが再試行している場合があります。
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.
RequesterがRequesterがReplierの新しい強制されたISSLOTID以上で要求を送信するまで、再起動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.
リクエスト担当者は、レプリアのhisswotidを超えるスロットIDを持つ、再試行されていない要求を送信することに関して、無信度にすることもできます。Replierが強制されているISTION_SLOTIDを強制的に低下させると、リクエスタはレプリアのhisslotidを超えるスロットの再試行のみを送信できます。新しい強制ISLOTIDよりも高いスロットIDで要求が受信され、シーケンスIDがスロットの応答キャッシュ内にあるものより高い場合は、サーバーは両方ともスロットを再退縮させてNFS4ERR_BADSLOTを返すことができます（ただし、サーバーもう一方をしてはいけません）。スロットを退行させても安全な理由は、次のシーケンスIDを使用することによって、リクエスタはスロットに対して前の応答を受信したことを示すからです。
* 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.
* リクエスタは、新しい要求を送信するときに最も低いスロットを使用する必要があります。このようにして、レプリアはスロットエントリをより速く遅らせることができるかもしれません。ただし、レプリアが積極的に付与されているISTIS_SLOTIDを積極的に調整している場合は、リクエスト内のスロットIDとSLOTIDの受信のみを使用できません。リクエストで使用されているスロットIDもSLOT_SLOTIDも、更新が受信される前にリクエスタから送信された可能性があるため、リクエスタのセッション制限のリクエストの現在のアイデアを反映しています。したがって、下向き調整ケースでは、リクエスタが未処理の最大要求の古い値と同じくらい大きなリクエストの古い値と同じくらい大きな応答キャッシュエントリを、依存していると推測されるまで、要求者が新しいArgited_SLOTIDを含む返信を見たことができる。リプライアは、リクエストがリクエストと同じスロットIDを持つ新しい要求を受信したとき、および次の高いシーケンスIDを持つ新しい要求を受信したときに、要求者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.
シーケンスまたはCB_SEQUENCE動作が正常に実行されると、その応答は常にキャッシュされなければなりません。具体的には、返信キャッシュにセッションID、シーケンスID、およびスロットIDをキャッシュする必要があります。シーケンスからの返信には、最も高いスロットID、目標最高スロットID、およびステータスフラグが含まれます。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、前チャネル、セッション、および/またはクライアントIDの現在の状態から値を再計算できます。同様に、CB_Sequenceからの応答には、最も高いスロットIDとターゲット最高スロットIDが含まれています。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。
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.
Replierが最も高いスロットID、ターゲットスロットID、およびレプリブのステータスを再計算しているかどうかにかかわらず、リクエスタは再試行が送信された後に返信を受け取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。再試行に応答して受信した返信が再試行者によって送信されたかどうかを知らないので、元の要求に対する遅延応答である。したがって、要求が最初に実行されたときに、最も高いスロットID、対象スロットID、またはステータスビットが事態を反映している場合がある。そのような遅延情報に基づく作用は有効であるが、返信の受信者が不要な作業をする可能性がある。リクエスタは、現在の状況を取得するため、または後続の要求によって報告された状況を使用して、最新の要求によって報告されている状況を使用することを選択します。
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.
任意の時系列またはCB_Sequenceはエラーを返し、スロットのシーケンスIDは変更してはなりません。replierは、エラーがシーケンスまたはCB_Sequenceから返されるたびに、スロットの応答キャッシュエントリを変更してはいけません。
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 [41]. 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、順序またはcb_sequenceの引数のSA_CACHETHISまたはCSA_CACHETISフィールドを介して、最初の操作（シーケンスまたはCB_SEQUENCE）の後にすべての操作に応答をキャッシュするようにreplierを指示することを選択できます。Replier全体をキャッシュに指示しない理由は、要求がすべてのIDEmPotent操作で構成されていることです[41]。返信をキャッシュすると、利益がほとんどありません。返信が大きすぎる場合（2.10.6.4項を参照）、とにかくキャッシュ可能ではないかもしれません。iDempotent要求への返信がキャッシュするのに十分小さい場合でも、返信を不必要にキャッシュしてサーバーを遅くし、RPCレイテンシを増やします。
Whether or not the requester requests the reply to be cached has no effect on the slot processing. If the result of SEQUENCE or CB_SEQUENCE is 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:
リクエスターがキャッシュされるような応答を要求するかどうかはスロット処理には影響しません。シーケンスまたはCB_Sequenceの結果がNFS4_OKの場合、スロットのシーケンスIDは1つインクリメントされなければなりません。リクエスタがリプライアに返信をキャッシュするように指示しない場合、レプリアは次のいずれかを実行する必要があります。
* 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.
* replier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、replierは常にキャッシュを自由にしています。実装を簡単にするためにこのアプローチを選択することができます。
* 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,
* レプリアは、その応答キャッシュに、元の結果からシーケンスまたはCB_Sequence操作、およびエラーNFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REPを有する化合物またはCB_COMPOUNDでの次の操作で返信キャッシュをキャッシュに入ります。したがって、要求者が後で要求を再試行すると、NFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REPが得られます。リプライアが複製シーケンス操作を受信した場合、複合またはcb_compoundへの応答がキャッシュされていない場合は、
- 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は、シーケンス操作に応答してNFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REPを返します（許可されている要求者は、NFSV4.1プロトコルに違反しているリクエスター）。
- 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、シーケンス操作に応答してNFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REPを返してはなりません。
* 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.
* 2番目の操作が不正な操作である場合、または以前のマイナーバージョンのNFSV4で正当な操作で、現在のマイナーバージョン（例えばSetClientID）でサポートされていなければならない場合は、ReplierがNFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REPを返さないようにしてください。代わりに、必要に応じて、replierはNFS4ERR_OP_ILLEGALまたはNFS4ERR_BADXDRまたはNFS4ERR_NOTSUPPを返す必要があります。
* 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.
* 第2の操作が別のエラー状態になる可能性がある場合、レプリアの状態が変更されるように操作が実行されない場合には、ReplierがNFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REPを返すことができる。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、正当な操作に対して返され、現在のマイナーバージョンでは必須ではなく、したがってレプリアによってサポートされていません。NFS4ERR_SEQUENCE_POS;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:
上記の説明は、再試行要求が元のものと一致すると仮定しています。セクション2.10.6.1.3.1既製ができることを説明し、オリジナルおよびリトライ要求が一致しない場合に実行する必要があります。絞り込みは、これが誤った再試行の場合であるかどうかを判断するために必要とされる少量の情報をキャッシュすることができるので、次の応答のいずれかの任意の応答のいずれかをクライアントに送信することができます。
* 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).
* 元のリクエストへのキャッシュされた返信（レプリアが全体としてキャッシュした場合、元の要求と再試行のユーザにキャッシュした場合）。
* A reply that consists only of the Sequence operation with the error NFS4ERR_SEQ_FALSE_RETRY.
* エラーNFS4ERR_SEQ_FALSE_RETRYを使用してシーケンス操作のみで構成されている応答。
* 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.
* NFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REPまたはその他のエラーのエラーを誤りに登録されているときに、ステータスNFS4_OKとの応答からの応答と、上述のようにして実行された応答からなる。
* 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.
* NFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REPまたはその他のエラーのエラーを持つ、NFS4ERR_RETRY_UNCACHED_REPまたはその他のエラーのエラーを持つ最初の要求に登場したときの、ステータスNFS4_OKとの応答からの応答で構成されています。
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_SEQ_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内にあるスロットIDとシーケンスIDを使用して依頼者がシーケンス操作を送信した場合、再試行要求が元の要求と同じではないことを検出した場合は、操作に異なる操作または異なる引数を持つリトライを含む。元のユーザーに変換されたRPC要求フィールドで異なるプリンシパルを使用する元のリトライから、これは誤った再試行です。REPLIERが誤った再試行を検出すると、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_SEQ_FALSE_RETRYを返すことが許可されます（ただし必ず義務付けられていません）。
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_SEQ_FALSE_RETRY.
絞り目に設定されているように、適切に安全な認証情報がないため、特に特権ユーザーの値の翻訳は、ユーザーが同じか異なるかどうかを判断する前に適用する必要があります。Replierが元の要求と再試行の間でユーザーが異なると判断した場合、レプリタはNFS4ERR_SEQ_FALSE_RETRYを返す必要があります。
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_SEQ_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_SEQ_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、または以前のマイナーバージョンのNFSV4で正当な操作で、現在のマイナーバージョン（SetClientID）ではサポートされてはならない操作であれば、ReplierはNFS4ERR_SEQ_FALSE_RETRYを返すことができます（そしてそうしなければならない元の要求のユーザーが異なる場合）それ以外の場合、レプリタは必要に応じてNFS4ERR_OP_ILLEGALまたはNFS4ERR_BADXDRまたはNFS4ERR_NOTSUPPを返すことがあります。リプライアがリトライを取得する方法は、キャッシュされた返信のない要求にどのように取引されるかについては、処理が対照的です。この違いは、NFS4ERR_SEQ_FALSE_RETRYのみがシーケンス操作のみの有効なエラーであるため、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いなければならない違法な操作と操作を除くすべての操作の有効なエラーです。
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.
リクエストが切断された接続を送信するために使用されていない限り、リクエスタは要求を再試行してはいけません。その後、リクエスタはリクエストを再接続して再送信することも、同じセッションに関連付けられている異なる接続を介して要求を再送信することもできます。
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).
リクエスターがセッションのバックチャン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、コースは、クライアントのみがBackChannelとの接続を関連付けることができるために再接続できません。サーバーは、同じセッションのBackChannel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シーケンス操作に応答して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している必要があります。その後、クライアントはセッションとの接続を関連付ける（またはセッションを破壊する）。
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.
要求者がリクエストとリトライ間の切断なしで再試行することが致命的ではないことに注意してください。ただし、Retryは、特にRDMAを使用してリソースを消費します。ここで、各要求、再試行、またはNOTはクレジットを消費します。理由がない、特に前回の試みの後すぐに送付された再試行は、ネットワーク帯域幅の使用不良であり、トランスポートの固有の輻輳制御システムの目的を軽減します。
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).
要求者は、スロットを別の要求に使用する前に要求への返信を待つ必要があります。返信を待っていない場合、リクエスターは次の要求の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、リクエスターがシーケンスID 1で要求を送信し、応答を待っていないとします。次回スロットを使用するときは、シーケンスID 2で新しい要求を送信します。レプリアがシーケンスID 1の要求を見ていない場合は、レプリアはシーケンスID 2を期待していないため、NFS4ER_SEQ_MISORDERDED（シーケンスまたはCB_Sequenceの結果として。
RDMA fabrics do not guarantee that the memory handles (Steering Tags) within each RPC/RDMA "chunk" [32] 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" [32]内のメモリハンドル（ステアリングタグ）が単一の接続の外側の範囲で有効であることを保証しません。したがって、接続損失後に直接操作で使用されるハンドルが無効になります。サーバーは、返信キャッシュから再生する必要がある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してい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).
元の要求が依然として再スポードで進行中の間に再試行が送信されることがあります。replierは、SequenceまたはCB_Sequence操作への返信としてNFS4ERR_DELAYを返すことによって問題に対処する必要がありますが、実装はNFS4ERR_MISORDEREDを返すことがあります。シーケンスとCB_Sequenceからのエラーが返信キャッシュに記録されないため、元の要求の実行結果を返信キャッシュに適切に記録することができます（リクエスタがキャッシュされる応答を指定したと仮定する）。
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ことが可能です。例えば、クライアントは、開かれたファイルへの委任が許可されているかもしれないが、開くこと（代表団の付与のクライアントを知らせる）はネットワーク内で遅延されてもよい。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出されます。これは、異なるトランスポート接続、おそらく異なるネットワークでさえ、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でさえも呼び出されます。
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。セッションが所定の位置にあるとき、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）が引退したルールによって、サーバーはクライアントが各サーバーの返信を「見た」かどうかの知識を持っています。したがって、サーバは、誤ったコールバック競合状態と矛盾するコールバック競合状態との間で曖昧さを解消することを可能にするためにクライアントに十分な情報を提供することができる。
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.
ある種のサーバーコールバックをもたらす可能性がある各クライアント操作に対して、Slot IDの退除規則がサーバーがクライアントが決定できるようになるまで、クライアント要求の{セッションID、スロットID、シーケンスID}トリプルを「覚えておく」必要があります。実際には、サーバーの返信を見ました。{セッションID、スロットID、シーケンスID}リクエストトリプルを引退することができるまでに、関連付けられているオブジェクトのリコールは、クライアントの利点について、これらの参照識別子の配列を（CB_Sequence操作の引数）の配列を持たなければなりません。この時間の後、サーバーはレースの状態が発生しなくなることが確実であることが確実であるため、この情報を関連するコールバックに提供する必要はありません。
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搬送します。クライアントが現在未解決の参照のセッションID、スロットID、およびシーケンスIDに対応する要求を見つけた場合（すなわち、サーバの応答はクライアントによって見られていません）、コールバックが返信を怠ったと判断できます。それに応じて行動します。クライアントが抜群に対応する要求が未解決に対応する要求が見つからない場合（破棄されたセッションを参照してセッションIDの場合を含む）、このトリプルに関してレースはありません。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ものだけを参照する要求を参照する必要があります。
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、レースを獲得したCB_COMPOUNDに応答する前に、予想されるサーバーの応答が永遠に到着してはいけません。クライアントは、応答がサーバーへの複合要求の平均往復時間内に到着し、その期間を待つという可能性が高いと仮定する必要があります。その期間が期限切れになると、NFS4ERR_DELAYを使用してCB_COMPOUNDに応答できます。コールバックが答えを競技することがある他のシナリオもあります。その中には、PNFSレイアウトがセクション12.5.5.2で説明されているようにリコールされています。
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).
非常に大きな要求と返信は、バッファ管理の問題（特にRDMAとの間で）と応答キャッシュの問題の両方をもたらす可能性があります。セッションが作成されたら（セクション18.36）、各チャンネル（前後）に対して、クライアントとサーバーは、送信または処理（CA_MAXRequestSize）（CA_MAXREQUESTSIZE）、返却または処理が行われる（CA_MAXResponsize）。）、および最大サイズの返信は、応答キャッシュ（CA_MAXResponseSize_Cached）に格納します。
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を超える場合、応答はステータスNFS4ERR_REQ_TOO_BIGを持ちます。リセプタは、要求内の最初の操作（シーケンスまたはCB_Sequence）のステータスとしてNFS4ERR_REQ_TOO_BIGを返すことができます（これは、要求に実行されず、返信キャッシュ内のスロットの状態が変わらないことを意味します）、またはオプトしてもよい。同じ化合物またはCB_COMPOUND要求で後続の操作でそれを返します（これは、少なくとも1つの操作が実行されたこと、および返信キャッシュ内のスロットの状態が変更されたことを意味します）。Replierは、CA_MAXRequestSizeを超える操作にNFS4ERR_REQ_TOO_BIGを設定する必要があります。
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.
返信がCA_MAXResponseSizeを超えると、応答はステータスNFS4ERR_REP_TOO_BIGを持ちます。Replierは、要求内の最初の操作（シーケンスまたはCB_Sequence）のステータスとしてNFS4ERR_REP_TOO_BIGを返すか、またはそれを後続の操作（同じ化合物またはCB_COMPOUND REPLANDで）返すことを選択できます。応答が依然としてCA_MAXResponseSizeを超えていても、Replierが応答内のnfs4err_rep_too_bigをsequenceまたはcb_sequenceに返すことができます。
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、レプリアはシーケンスまたはCB_Sequence操作によってエラーが返される場合を除き、応答をキャッシュする必要があります（セクション2.10.6.1.2を参照）。返信がCA_MAXResponseSize_cached（およびSA_CachethisまたはCSA_Cachethisがtrue）を超えると、サーバーはNFS4ERR_REP_TOO_BIG_TO_TO_CACHEを返す必要があります。 NFS4ERR_REP_TOO_BIG_TO_CACHE（またはその重要なエラー）が最初の操作（シーケンスまたは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、返信をキャッシュする必要があります。たとえば、シーケンスを含めて、化合物が11の操作を持つ場合、5番目の操作は名前の変更であり、10回目の操作は100万バイトの読み取りです。サーバーは、サーバーは10回目の動作でNFS4R_REP_TOO_BIG_TO_CACHEを返すことがあります。サーバーはいくつかの操作、特にIDEMPOTENT NONAMEを実行したため、クライアントの返信をキャッシュする要求は、一度正確に正確に操作するために称わられる必要があります。クライアントが要求を再試行した場合、サーバーは11の要求された操作のうちの10の結果を含む応答をキャッシュしており、10番目の操作はNFS4ERR_REP_TOO_BIG_TO_TO_CACHEのステータスを持ちます。
A client needs to take care that, when sending operations that change the current filehandle (except for PUTFH, PUTPUBFH, PUTROOTFH, and RESTOREFH), it does 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:
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を送信するとき（PUTFH、PUTPUBF、PUTROOTFH、およびRESTOREFHを除く）、GETFH操作の前に最大応答バッファを超えません。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。オープン操作の場合（18.16節を参照）、再試行は必ずしもオプションとして使用できません。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参照してください。
* 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.
* 同じ複合手順で、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。操作が復元されない限り、現在のファイルハンドル変更操作の後に、クライアントはGETFHを送信する必要があります（例えば、オープン操作）。RestoreFhは例外です。原点がIDEMPOTENTである場合、クライアントはOrigin操作の後にGETFHを送信する必要があるため、RESTOREFHがエラーを返す場合、クライアントは回復できます。
* 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.
* 次の操作でリ応答が大きすぎる場合、サーバーはNFS4ERR_REP_TOO_BIGまたはNFS4ERR_REP_TOO_BIG_TO_TO_CACHE（SA_CACHETHISがTRUEの場合）を返します（SA_CACHETHISがTRUEの場合）。
* 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.
* サーバーは、FileHandle-Changitedの場合、特に操作が開いている場合は、次の操作でリ応答が大きすぎる場合は、ファイルハンドル変更では、IDEMPOTENTのない操作で、サーバーがNFS4ERR_REP_TOO_BIGまたはNFS4ERR_REP_TOO_BIG_TO_CACHE（SA_CACHETHISがTRUE）を返す必要があります。
* 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.
* サーバーは、次の操作（同じ複合手順で）調べてGETFHではないと検索されている場合、NFS4ERR_UNSAFE_COMPOUNDを非IDEmPOTENT現在のファイルハンドル変更操作に戻すことができます。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決定できない場合、サーバーはこれを行うべきです。
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):
応答キャッシュは境界が付けられているので、応答キャッシュがサーバーの再起動を継続して持続するのが実用的です。セッションを永続化することに合意した場合（セッションが作成されたときに; 18.36を参照）。
* The session ID.
* セッションID。
* The slot table including the sequence ID and cached reply for each slot.
* 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:
上記では、サーバーが再起動される前に送信および実行された要求に対して、ReplierがEOSセマンティクスを提供するのに十分です。レプリアがクライアントである場合は、クライアントがクライアントの再起動にわたって他のすべての状態を永続化しない限り、その他の情報を永続化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表示を表示しません。クライアントの再起動スロットテーブルとセッションIDだけを持つサーバーがサーバーである場合、サーバーの再起動後にクライアントが再試行してもクライアントが再試行し、新しい要求（つまり、シーケンスIDは1つです）を返します。スロットのシーケンスIDより大きい場合は、NFS4ERR_DEADSession（シーケンス別に返されます）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。サーバーが再起動した後にサーバーがセッションを再アニメート化することで、セッションは再試行だけでなく新しい要求を受け入れます。セッションを再アニメートするためには、サーバーはサーバーの再起動を通じて追加情報を永続化する必要があります。
* 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.
* クライアントID。これは、クライアントに再アニメーションセッションと同じクライアントIDに関連付けられているより多くのセッションを作成させるための前提条件です。
* 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.
* 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、クライアントにより多くのセッションを作成させるための前提条件です。
* The principal that created the client ID. This allows the server to authenticate the client when it sends EXCHANGE_ID.
* クライアントIDを作成した主体。これにより、Exchange_IDを送信するとサーバーはクライアントを認証できます。
* 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.
* SP4_SSV状態保護がクライアントIDが作成されたときに指定されている場合は、SSV（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、新しいセッションと既存のセッションとの接続を関連付けます。
* The properties of the client ID as defined in Section 18.35.
* 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).
永続的な返信キャッシュは、サーバーに特定の要求を配置します。永続的なキャッシュ内の一連の動作の実行とその結果の配置はアトミックでなければなりません。クライアントが以前にサーバー上で実行された一連の操作を再試行した場合、唯一の許容可能な結果は、元のキャッシュされた返信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を示しています（返信キャッシュまたはセッションの致命的な損失を示す）。クライアントが長期間にわたってセッションを使用できなかったために削除されました。
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IDEMPOTENTまたはIDEMPOTENT-BUT修正操作を含む複合プロシージャの途中で失敗して再起動することができます。これにより、アトミック実行と応答キャッシュ内の結果の配置にさらに高いチャレンジが発生します。問題を表示する1つの方法は、コンパウンド内の各操作からなる単一のトランザクションとそれに続く結果を永続的なストレージに格納し、最後にトランザクションのコミットを実行します。トランザクションがコミットされる前に障害がある場合、サーバーはトランザクションをロールバックします。サーバー自体が失敗した場合、再起動時には、NFSV4.1サーバーを起動する前にその回復ロジックは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 [45] is described in [46].
要求の原子的実行のための実装と応答のキャッシングの実装の説明はこの文書の範囲を超えていますが、NFSV2 [45]の実装例を[46]に説明します。
A complete discussion of the operation of RPC-based protocols over RDMA transports is in [32]. A discussion of the operation of NFSv4, including NFSv4.1, over RDMA is in [33]. 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動作についての完全な説明は[32]にあります。NFSV4.1を含むNFSV4の操作についての議論は[33]にあります。RDMAが考慮される場合、この仕様はそ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には関連する上位層の問題だけです。
RDMA requires its consumers to register memory and post buffers of a specific size and number for receive operations.
RDMAは、その消費者に、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（例えば、読み取り可能/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ので、比較的高いオーバーヘッド操作であり得る。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、さらにはRDMA接続エンドポイントに固有のものです。したがって、それらの限界の交渉は、資源を効果的に管理することが望ましい。
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.
基本登録後、これらのバッファは受信を処理するためにRPCレイヤによって転記されなければなりません。これらのバッファは、RPC / NFSV4.1実装によって使用されています。RDMA接続で致命的なエラーを引き起こす可能性がある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知ら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、セッションごとにリソースとしてスロットを管理します（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を介してリモートバッファにデータを送信するためには、NFSV4.1スロットとRDMAクレジットの両方を持つ必要があります。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接続にわたるクレジットの総数がXの場合、セッション内のスロット数がYの場合は、最低限の要求の数が少なくなります。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 [32]; 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.
以前のバージョンのNFSはフロー制御を提供していません。代わりに、彼らはTCPのような輸送によって提供されたウィンドウをスロットル要求に依存しています。これはRDMAでは動作しません。これは、操作フロー制御を提供し、制限が超過したときにエラー内の接続を終了します。したがって、未解決の要求の最大要求数などの制限は、セッションが作成されたとき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ている各接続が残る必要がある最大値を提供します。[32]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ています。複数のRDMA接続がある場合、チャネルの最大要求数はRDMA接続に分割されます。別の方法を置くと、onusはレプリアのチャネルに関連付けられている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最大数の要求数を超えていることを確認するために、replier上にあります。
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.
各NFSV4.1応答に存在する特定のパラメータを操作することによって、リプライアの選択では、限界を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）をサーバーに送信して、RDMAクレジットをサーバーに戻すためにクライアントに送信でき、それによってクライアントがサーバーに優れている要求の最大要求数を下げることができます。
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 [32]. 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ます（セクション18.36のCATE_SESSERT_SESSIONの引数を参照）、[32]の説明に従って、RPC RDMAレイヤによって使用されます。ゼロパディング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がデータのアライメントを保存する有用なプロパティを活用します。要求された場合、クライアントのインライン書き込みは要求ヘッダー内に適切なパッドバイトを挿入して、指定された境界上のデータペイロードを揃えます。クライアントは、書き込み操作の「データ」フィールドが整列され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）を追加することが奨励されます。ほとんどのサーバーはそのようなパディングをよく使用できます。受信機のRPCレイヤーはパッドバイトをスキップすることからオーバーヘッドを遭遇しないため、RDMAレイヤーの高性能は、送信者にとってパディングの挿入と伝送を大切に最適化します。このようにして、サーバが最大のクライアント書き込みを満たすためにRDMAを読み取る必要性が排除される。追加された利点は、ネットワーク上のメッセージ往復の削減です - 待ち時間が存在する潜在的に良い貿易。
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、いくつかの基準の対象となります。RPCヘッダ内の可変長データの主なソースは認証情報であり、その形式は、おそらくサーバー仕様に応答してクライアントが決定されます。化合物の内容、名前変更されたものなどの文字列のサイズなどはすべて、最大NFSV4.1要求サイズ、したがって最小限のバッファサイズの決定に入ります。クライアントは、サーバーの過負荷を避けるために、提供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高性能です。
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、サーバは、実際の受信要求によって未使用で未使用のバッファを次の投稿受信にリサイクルすることも、通常の書き込み処理のために参照により現在完全なバッファを渡すことができる。それを利用できるサーバーの場合、複雑なエンドツーエンドバッファー広告と管理に頼ることなく、着信データのデータコピーの必要性を削除します。これには、ほとんどのカーネルベースの設計と統合されたサーバーの設計が含まれています。必要に応じて、クライアントは同様の最適化を実行することができる。
Some RDMA transports (e.g., RFC 5040 [8]) 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).
いくつかのRDMAトランスポート（例えば、RFC 5040 [8]）は、RDMAトラフィックを開始する「ストリーミング」（RDMA）フェーズを「ストリーミング」（非RDMA）フェーズを許可します。一部のRDMA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使用することを許可します。接続がセッションに関連付けられている場合、クライアントとサーバーは、接続がRDMAまたは非RDMAモードで使用されているかどうかをネゴシエートします（セクション18.36と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).
Session / Connection Associationを介して、NFSV4.1はBackChannelに対してNFSv4.0が提供するセキュリティを向上させます。接続はクライアントが開始され（セクション18.34を参照）、前のチャネルとして同じファイアウォールとルーティングチェックを受けます。クライアントのオプション（セクション18.35を参照）で、接続アソシエーションはアクティブになる前に完全に認証されています（18.34節を参照）。BackChannel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されている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 [37].
NFSV4.1クライアントがBackChannelを確立すると、リクエストの送信時に使用するセキュリティフレーバーとプリンシパルの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します。サーバーはクライアントのオファーのいずれかのフレーバー/プリンシパルの組み合わせを自由に使用できますが、未払いの組み合わせを使用しないでください。このようにして、クライアントはNFSv4.0と同じようにBackChannelのターゲットGSSプリンシパルを提供する必要もなく、NFSv4.0 [37]と同じようにサーバはRPCSEC_GSSイニシエータを実装する必要もありません[37]。
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/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）は、SSV派生RPCSEC_GSSコンテキストを提供することのサイドの利点を有する（2.10.9項）。
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).
本明細書のこの点について説明したように、NFSV4.1の状態モデルは、鍛造セッションIDと、Regitimeime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を持つシーケンス操作を送信する攻撃者に対して脆弱です。合法的なクライアントが同じシーケンス番号を持つスロットIDを使用すると、サーバーは応答キャッシュからの攻撃者の結果を返します。これにより正当なクライアントが混乱し、したがってサービスを拒否します。同様に、攻撃者は、クライアントIDに関連付けられている新しいセッションを作成するために、攻撃者が偽造クライアントIDを登録することができます。攻撃者は、Resku Operations Locks Locks Locks Resking Locksを取得した場合の新しいセッションを使用してリクエストを送信できます。ファイルの状態を操作するときにRPCSEC_GSS認証情報を必要とするファイルのセキュリティポリシーを設定することは、RPCSEC_GSSが必要なときに正当なクライアントの解放を防ぐという欠点がありますが、GSSコンテキストは取得できません（ユーザーがクライアントからログオフしたからです。
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、クライアントがExchange_IDを介してクライアントIDを作成したときに指定されている状態保護のためのクライアントに3つのオプションを提供します（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ています。
* 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.
* rpcsec_gssベースの信任状は、セッションの作成と破棄、セッションとの接続を関連付け、クライアントIDを破棄するなど、クライアントIDとセッションのメンテナンス操作を認証するために使用されます。
* 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.
* RPCSEC_GSSはクライアントIDとセッションのメンテナンスを認証するために使用されているため、攻撃者は正当なセッションとの不正なセッションを関連付けることも、クライアントIDのロック状態を閉鎖、Locku、DelegReturnで故意に変更するために正当なクライアントIDとの不正なセッションを関連付けることもできません。、LayoutReturnなど
* 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).
* ネームスペースの一部でサーバーのセキュリティポリシーがRPCSEC_GSS認証を必要とする場合、クライアントはファイルごとの状態（例えば、ロック、クローズなど）を削除するためにRPCSEC_GSSクレデンシャルを使用する必要があります。サーバは、状態を削除する主体が特定の基準と一致する（例えば、主体を取得したものと同じでなければならないかもしれない）。ただし、クライアントはそのようなプリンシパルのためのRPCSEC_GSSコンテキストを持っていない可能性があり、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（ユーザーがログオフしたためにおそらく）。クライアントがSP4_MACH_CREDまたはSP4_SSV保護を確立すると、サーバーがマシンの信任状（SP4_MACH_CREDが使用されている場合）またはSSV認証情報（SP4_SSVが使用されている場合）を使用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 safeguarding 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、クライアントIDを作成するプリンシパルもクライアントIDとセッションのメンテナンス操作を実行するプリンシパルである必要があります。マシン信用証明書状態保護アプローチのセキュリティは、マシンごとの信任状を保護する上で完全に依存します。create_session、bind_conn_to_session、destroy_scrientidなどの操作のマシンの信任状を使用して適切な保護措置を使用すると、攻撃者がセッションとの不正な接続とセッションとの関連付け、またはクライアントIDとの関連付けを防ぎます。
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つに対して一意の永続的なマシンの信任状を設定します（例えば、Kerberos V5が使用されている場合は、クライアントホスト名から派生したプリンシパルを含む「KeyTab」を使用できる）。
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ているので、クライアントIDとそのセッションはそのユーザーだけで使用されます。ユーザーの資格情報が期限切れになると、セッションとクライアントIDのメンテナンスが発生することはできませんが、クライアントには単一のユーザーがあるため、そのユーザーのみが不便です。
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複数のユーザーがありますが、クライアント実装には各ユーザーに固有のクライアントIDがあります。これは2番目のシナリオと同じですが、それぞれのユーザーをそれぞれ少なくとも1つのセッションを割り当てる必要があることがあります。
The SP4_SSV protection option uses the SSV (Section 1.7), 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、攻撃から状態を保護するために、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（1.7）を使用します。SP4_SSV保護オプションは、複数のアクティブなユーザーを持つクライアントと、各クライアントに永続的なマシンの資格情報をインストールするという負担を避けたいシステム管理者とからなる状況を目的としています。SSVはset_ssvを介してサーバー上で確立され更新されます（18.47節を参照）。盗聴を防ぐために、クライアントはPrivacy Serviceを使用してRPCSEC_GSSを介してset_ssvを送信する必要があります。SSVのいくつかの側面は、攻撃者がSSVを推測するために扱いやすく、したがって不正な接続をセッションと関連付け、クライアントIDとの不正なセッションを関連付けます。
* The arguments to and results of SET_SSV include digests of the old and new SSV, respectively.
* set_ssvの引数と結果には、それぞれ古いSSVと新しいSSVのダイジェストが含まれます。
* 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.
* したがって、SSVの初期値はゼロであるため、既知であるため、SP4_SSV保護をオプションし、SP4_SSV保護をBIND_CONN_TO_SESSIONに適用し、CREATE_SESSESTをOPTにする必要があります。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）。セッションが作成されるとすぐにクライアントがset_ssvを送信する必要があります。
* 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.
* set_ssv要求は、SSVを引数に置き換えない。代わりに、サーバー上の現在のSSVは論理的に排他的または引数を指定してset_ssvへの引数です。新しいプリンシパルが初めてクライアントIDを使用するたびに、クライアントはそのプリンシパルのRPCSEC_GSSクレデンシャルを使用してset_ssvを送信し、RPCSEC_GSSサービスはRPC_GSS_SVC_PRIVACYに設定されています。
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:
これは、ボブという名前の犠牲者に命名された攻撃者が試みることができる攻撃の種類、およびSP4_SSV保護が各攻撃を守る方法です。
* 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.
* 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のNFSV4.1ファイルシステムの使用により、RegitimeクライアントがSP4_SSV保護を使用してクライアントIDを作成し、BIND_CONN_TO_SESSION操作がSSV認証情報を使用する必要があることを指定します。ファイルシステムのEVEの使用により、SSVが作成されます。 SSVを作成するSET_SSV操作は、Regitimate Client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、これはEveのGSSプリンシパルと資格情報を使用します。彼女のrpcsec_gssコンテキストが作成され、彼女のコンテキストを使用してset_ssvが送信されている間、Eveはネットワーク上で盗聴することができます。正当なクライアントがRPC_GSS_SVC_PRIVACYを使用してSET_SSVを送信しても、EVE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クレデンシャルを計算でき、新しい接続を正当なセッションに関連付けます。 EVEは、BOBが同じRegitimateクライアントを介してサーバーにアクセスすると、正当なクライアントがセッションを使用できなくなるように、EVEは正当なセッションとSEQUENT状態のスロットIDとシーケンス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.
クライアントの専用の推奨事項は、使用するBOBの新しいクライアントIDを作成し、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を削除することができなくなり、古いクライアントIDのリースが期限切れにされます。
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BobのRPCSEC_GSSコンテキストを使用して新しいセッションを介してSSVを確立すると、EVE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、BOBを中断することはできません。さらに、クライアントは新しいセッションを使用してEVEのためにSSVを修正したはずであるため、ローグ接続とセッションとの関連付けを関連付けることで、復讐を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、正当なクライアントがそのEveが古いセッションをハイジャックしたことをどのように検出したのでしょうか。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したいことを検出すると、SET_SSVが送信されたはずです。これにより、次のサブシナリオが発生します。
- 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.
- Rogue接続からEVEがSET_SSVをSET_SSVに送信させて、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を送信しました。サーバーは、BOBの認証情報が再試行で送信されたSET_SSSVが想定され、Reptimate Clientに戻ってEveを送信します。ただし、EVEが正当なクライアントが使用するSSVを正しく推測できる限り、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指示しています。
- 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.
- あるいは、EVEはそのset_ssvのために正当なクライアントが使用するのとは異なるスロットIDを持つset_ssvを送信しました。その後、BOBの資格情報を送信したSET_SSVのダイジェスト検証はサーバー上で失敗し、クライアントに返されたエラーは、セッションがハイジャックされたことを明らかにします。
- 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.
- あるいは、EVE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その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ます。サーバーは、Eveを送信した応答を正当なクライアントに戻ります。クライアントは、対応がそれが期待するものだけではないことを見ています。クライアントはセッションハイジャックまたはサーバーのバグのいずれかを想定しており、どちらの方法で古いセッションを破棄します。
* 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.
* 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。繰り返しますが、Bobは正当なクライアントからサーバーを使用します。これは、BOBの資格情報を使用してset_ssvを送信します。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、SSVがサーバーが持っているものと一致しないため、これは失敗し、クライアントはセッションをハイジャックされたことを認識しました。合法的なクライアントは新しいクライアントIDを確立します。
* 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.
* RegitimateクライアントがSSVを確立する前にEVEが接続を作成する場合、SSVの初期値はゼロ、したがって既知であるため、EVEはダイジェスト検証チェックを渡すSET_SSVを送信できます。ただし、新しい接続が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ときの攻撃者の州の中断は、クライアントID、その最初のセッション、およびSSVの確立に制限されています。悪意のあるユーザーがクライアントIDを使用すると、クライアントは迅速にハイジャックを検出し、状況を整理します。悪意のあるユーザーがSSVを正常に変更すると、攻撃者はNFSv4.1操作を使用して非悪質なユーザーを中断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る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。カウンター脅威の戦略の目的が接続ハイジャックを防止することである場合は、IPSecの使用をお勧めします。
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、Hijackerは理論的なロック状態を変更し、正当なクライアントにサービスに悪影響を与える可能性があります。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持つRPCSEC_GSSを使用するように設定されている場合、およびEXCHGID4_FLAG_BIND_PRINC_STATEID機能（セクション18.35）が施行されている場合は、wartが不正な状態を変更しようとします。
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の内部GSSメカニズムの秘密鍵をNFSV4.1に提供します。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ていません。代わりに、Exchange_idがSP4_SSV保護を指定している場合、コンテキストは自動的に作成されます。定義されている唯一のトークンはPermSgToken（GSS_GetMicによって発行された）とSealedMessageトークン（GSS_WRAPによって放出されます）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メカニズムのためのメカニズムOIDはiso.org.dod.internet.private.enterprise.michael Eisler.nfs.sv_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ていない間、OIDを使用して、サーバーを使用して、クライアントがSECINFOまたはSECINFO_NO_NAME操作を送信するたびにSSVメカニズムが許容できることを示します（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 [52] 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、それぞれのそれぞれのSSV_SUBKEY4列挙値のそれぞれによって異なります。この計算は、現在のSSVをキーとしてのHMAC [52]アルゴリズム、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、およびデータ型SSV_SUBKEY4のそのサブキーのXDRエンコードされた列挙値によって表される入力テキストを使用します。 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を超えている場合（これはExchange_IDによってもネゴシエートされます）、サブキーはHMAC出力から切り捨てられなければならず、すなわちサブキーがnバイトの長さである場合、その後、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の指定は、HMACアルゴリズムの出力の長さが暗号化アルゴリズムに必要なサブキーの長さよりも小さくなければならないことを示しています（セクション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生するメッセージインテグリティコード（MIC）を計算するために、前面チャネルを介した要求の一部またはバックチャネルを介したレスポンスであるかどうかを計算するために使用されます。SSV4_SUBKEY_MIC_T2Iから派生したサブキーは、NFSV4.1サーバーから発信された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クライアントから発信された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サーバーから発信された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またはSSV4_SUBKEY_MIC_T2IまたはSSV4_SUBKEY_MIC_T2Iから派生したサブキーを、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、および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ます。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（）に渡された「メッセージ」入力です（[7]のセクション2.3.1を参照）。GSS_GetMic（）の呼び出し側は、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。gss_getmic（）のSSVメカニズム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、エンコーディングには初期4バイトの長さと必要なパディングが含まれます。これに先に記述されたSMPT_SSV_SEQのXDRエンコードされた値になり、データ型SSV_MIC_PLAIN_TKN4のXDRエンコーディングが行われ、これは次にHMACへの入力です。
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（）によって放出されたトークンは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来ており、これはSet_ssv（セクション18.47）がクライアントID上の初めて呼び出された後に1つに等しい。その後、SSVシーケンス番号は各SET_SSVでインクリメントされます。したがって、SMT_SSV_SEQは、GSS_GETMIC（）が呼び出された時点でのSSVのバージョンを表します。18.35項で述べたように、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、SSVメカニズムをSET_SSV操作で使用するすべてのRPCコール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、それはSMT_HMACにエンコードされ、最初の4バイトの長さ、および必要なパディングが含まれます。これに先に記述されたSMT_SSV_SEQのXDRエンコードされた値になります。
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（）によって発せられたトークンはXDRエンコードされ、XDRデータ型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と同じ意味を持ちます。
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の初期化ベクトル（IV）であり、明確なテキストで送信されます。IVの内容とサイズは、暗号化アルゴリズムの仕様に準拠している必要があります。たとえば、ID-AES256-CBCアルゴリズムは、特定のSSVキーで暗号化されているデータ型SSV_SEAL_PLAIN_TKN4の値の各インスタンスに対して予測できない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。
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、入力テキストとしてXDRエンコードされたデータ型SSV_SEAL_PLAIN_TKN4の値を使用して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ます。
The sspt_confounder field is a random value.
SSPT_CONOFOUNDER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、GSS_WRAP（）に渡された "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平文の処理と同様に、GSS_WRAP（）のエントリポイントは平文へのポインタを想定し、XDRはプレーンテキストを表すSSPT_ORIG_PLAINにXDRをエンコードします。データ型SSV_SEAL_PLAIN_TKN4の例。
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、長さを除いてゼロにいっぱいです。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ので、各配列はアレイ長に対して4バイトを消費し、長さに続く各配列は常にXDR規格ごとに4バイトの倍数に埋め込まれます。
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_CONOFOUNDERは3バイトの長さで、SSPT_ORIG_PLAINフィールドは15バイト長です。SSPT_CONFOUNDORのXDRエンコーディングは8バイト（4 3 1バイトPAD）を使用しているため、SSPT_SSV_SEQのXDRエンコーディングは4バイトを使用しています.SSPT_ORIG_PLAINのXDRエンコーディングは、20バイト（4 15 1バイトPAD）を使用し、最小のXDRエンコーディングを使用します。SSPT_PADフィールドは4バイトです。この合計36バイト16の次の倍数は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16バイトの総エンコードを設定する必要があります。したがって、XDR符号化バイトの総数は8 4 20 16 = 48である。
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エンコードであるトークンをエクステイします。GSS_WRAP（）の発信者が機密性を要求しているかどうかにかかわらず、トークンには常に機密性があります。これは、SSVメカニズムがRPCSEC_GSSの場合、RPCSEC_GSSは機密性なしにGSS_WRAP（）トークンを生成することはありません。
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SSVが1つあります。クライアントID / SSVペアのための単一のGSSコンテキストがあります。すべてのSSVメカニズムRPCSEC_GSSクライアントID / SSVペアのハンドルは、同じGSSコンテキストを共有します。SSVがSSVが破棄されたときを除いて、SSV GSSコンテキストは期限切れになりません（原因には破棄されているクライアントID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は、「長すぎる」に使用されているキーを置き換えることです。さまざまなユーザーのRPCSEC_GSS認証情報。このようにして、SSVのGSSコンテキストを破棄することなくSSVが置き換えられます。
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ハンドルはいつでもサーバーによって期限切れまたは削除することができ、Exchange_ID操作を使用してより多くのSSV RPCSEC_GSSハンドルを作成できます。SSV RPCSEC_GSSハンドルの有効期限は、SSVまたはそのGSSコンテキストが期限切れになった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（）からトークンをエミッでエミッタリングできる前に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ていない場合、トークンをエミッタエミッタを発行しようと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 "Context Creation Requests", Section 5.2.2 of [4]). However, Section 2.10.10 discusses special considerations for the SSV mechanism when used with RPCSEC_GSS.
RPCSEC_GSSがそれらの機能を使用しないため、SSVメカニズムはトークン内の再生検出とシーケンスをサポートしません（[4]の「コンテキスト作成要求」、セクション5.2.2）。ただし、セクション2.10.10では、RPCSEC_GSSで使用されている場合のSSVメカニズムに関する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ときのRPCSEC_GSSのセキュリティ上の考慮事項
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 [9]) 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できます（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、[4]、[9]）の計算は、返信の検証を計算する必要があります。マンによる攻撃を防ぐためのNFSV4.1クライアントの実装によって考慮する必要があります。途中で。RPCSEC_GSS応答の検証者は、RPCSEC_GSSクレデンシャル（データ型RPC_GSS_CRED_VER__1_T）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（[4]のセクション5.3.3.2を参照）。複数のRPCSEC_GSSが同じGSSコンテキストを共有する場合、1つのハンドルを使用して同じSEQNUM値を別のハンドルとして要求を送信する場合、攻撃者は返信をブロックし、もう一方のハンドルに使用される検証者に置き換えることができます。
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.
返信でSSV RPCSEC_GSS検証者に対する攻撃を防ぐ方法は複数あります。最も単純なものは以下の通りであると考えられています。
* 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.
* 1つ以上の新しいSSV RPCSEC_GSSハンドルがExchange_IDを介して作成されるたびに、クライアントはSSVを変更するためのset_ssv操作を送信する必要があります。SSVを変更することで、新しいハンドルは応答のSSV RPCSEC_GSS検証者の再利用をもたらされません。
* 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]).
* リクエスターがNSV RPCSEC_GSSハンドルを使用することを決定すると、各SSV RPCSEC_GSSハンドルにSEQNUMSの一意の範囲と重複しない範囲を割り当てる必要があります。各範囲のサイズはmaxseq / nに等しくなければなりません（MaxSeqの定義については[4]のセクション5を参照）。SSV RPCSEC_GSSハンドルが最大に達すると、SEQNUMをMAXSQ 1に設定してNULL RPC要求を送信することで、リプライアにハンドルを破棄するように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）。
* 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.
* リクエスタがNを増減したい場合はNを増減したい場合は、SEQ_NUMをMAXSEQに設定して各ハンドルでNULL RPC要求を送信することで、すべてのNハンドルを破壊する必要があります.1がクライアントである場合は、前にset_ssv操作を送信する必要があります。新しいハンドルを使うリクエスタがサーバーの場合、サーバーがBackChannelのSSV RPCSEC_GSSハンドルを破棄するように強制したことを検出すると、クライアントはset_ssv操作を送信する必要があります。set_ssv操作を送信することによって、SSVは変更され、攻撃者は要求者への返信で前の検証者を正常に再生することができません。
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.
ReplierがSSV RPCSEC_GSSハンドルを慎重に作成した場合、中間のSSV RPCSEC_GSSクレデンシャルが別のハンドルの検証者に登録されているMAN-IN-MIDDE SSV RPCSEC_GSSクレデンシャルの関連リスクが存在しません。これは、RPCSEC_GSS要求の検証者が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）。Replierが、ハンドル内の世代番号を含めるなど、作成したRPCSEC_GSSハンドルの値を再利用しないように注意してください。中央のMAN-IN-THE-THE-THE-THE-THE-THE-THE-THE-THE-THE-THE-THE-THE-THE-THE-THE-THE-THE-THE-MODINDが、以前の検証者を再生できなくなります。専用の要求
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を監視する主な義務があります（RPCSEC_GSSコンテキストとバックチャネル接続）。これらのリソースが消えた場合、サーバーはセクション2.10.13.2で指定されているように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。
* 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.
* サーバー上のアイドル状態から必要なセッションを保持してください。セッションを必要とするが、それにもかかわらず、セッションを送信するリスクを送信していないクライアントは、サーバによって破棄されない。これは、セッションがリソースを消費するため、リソースの制限により、サーバーが非アクティブセッションを強制的に解凍する可能性があります。クライアントがセッション非アクティブタイマー（セクション2.10.12）が期限切れになった前に、クライアントがセッションを使用していない場合、サーバーが非アクティブになることを検討することがあります。
* 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.
* 必要ないときにセッションを破壊する。クライアントに複数のセッションがある場合、そのうちの1つは返信を待っていて、何らかの期間アイドル状態になっているため、セッションを破棄する必要があります。
* 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.
* BackChannelのGSSコンテキストとRPCSEC_GSSハンドルを維持します。クライアントにコールバックのRPCSEC_GSSセキュリティフレーバーを使用するようにする必要がある場合は、rpcsec_gssがbackchannel_ctlまたはcreate_sessionを経過してサーバーに渡されるRPCSEC_GSSがハンドルおよび/またはそれらのGSSコンテキストがないことを確認する必要があります。
* 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.
* バックチャネルの接続を保持します。サーバーには、リコール可能な状態を正しくリコールしたり、特定のイベントのクライアントに通知するためにバックチャネルが必要です。接続が前の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存しているかどうか（例えば、切断を送信せずにサーバーが再起動された場合）に指示する方法はありません。ONUSは、バックチャネルの接続が生きているかどうかを判断し、セッションのBackChannelに関連付けられている最後の接続が切断されたときに、シーケンス操作への応答を示すために、クライアントではなくサーバー上にあります。
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。SPO_MAST_ENFORCEの操作リストでは、SP4_MACH_CREDまたはSP4_SSV保護をオプトしている場合は、CREATE_SESSION、DEASTER_SESSION、BIND_CONNN_TO_SESSION、BACKCHANNEL_CTL、およびDOSTERY_CLIENTIDを指定する必要があります。SP4_SSV保護を選択した場合、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にcreate_sessionを送信します。CREATE_SESSIONの結果は、再起動したサーバーを介してサーバーがセッション応答キャッシュを永続的に保持し、クライアントは将来の参照のためにこれを上げているかどうかを示します。
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が作成されたときにクライアントがSP4_SSV状態保護を保護した場合は、セッションが作成された後に最初の化合物にset_ssvを送信する必要があります。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、もう一度SET_SSVを送信する必要があります。
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.
クライアントが代表団、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したい場合は、CREATE_SESSIONがまだそうしていない場合は、BackChannel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、その接続をセッションとセッションのバックチャネルと関連付けるためにbind_conn_to_sessionを呼び出します。CREATE_SESSIONがまだ行っていない場合、クライアントがコールバックを受け入れるためにクライアントはサーバーにどのセキュリティが必要なのかを指示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と呼ばれたときに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ように指定する必要があります。
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BackChannelに追加の接続を使用したい場合は、セッションで使用する必要がある接続ごとにBIND_CONN_TO_SESSIONを呼び出す必要があります。クライアントがFore Channelに追加の接続を使用したい場合は、クライアントIDが作成されたときにSP4_SSVまたはSP4_MACH_CRED状態保護を指定した場合、BIND_CONN_TO_SESSIST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ました。
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、セッションごとにセッション非アクティモタイマーを維持できます。セッション非アクティブ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壊する可能性があります。非アクティブのためにセッションを失うことを避けるために、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。セッション非アクティブタイマーの長さは、LEASE_TIME属性よりも小さくなければならない（セクション5.8.1.11）。リース更新と同様に、サーバーがシーケンス操作を受信すると、セッションの非アクティブタイマーをリセットし、複合プロシージャの要求の残りの操作が実行されている間にタイマーが期限切れになることを許可してはなりません。最後の操作が終了したら、サーバーは現在時刻の合計とlease_time属性の値の合計よりも早く期限切れになるようにセッション非アクティブタイマーを設定する必要があります。
The following events require client action to recover.
次のイベントには、クライアントアクションが回復する必要があります。
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).
コールバック使用のためにクライアントによって許可されたすべてのRPCSEC_GSSハンドルが期限切れになっている場合、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。シーケンスの結果の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っているか完全に期限切れになっているかを示します（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は、新しい接続を作成する必要があります。また、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る場合、クライアントはBIND_CONN_TO_SESSISTを使用する必要があります。セッションとの接続を関連付けます。
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.
接続損失時に未解決の要求があった場合、クライアントがセッションを使用し続ける場合は、セクション2.10.6.2の説明に従ってリクエストを再試行する必要があります。ロスト接続と同じソース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との接続を介してリクエストを再試行する必要はないことに注意してください。再試行中のセッションID、スロットID、およびシーケンスIDが元の要求のリクエストと一致する限り、サーバは切断前に要求を実行した場合、リトライとして要求を認識します。
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BackChannelに関連付けられていて、クライアントがバックチャネルを保持し、リコール可能な状態の失効を防ぐことを望んでいる場合、クライアントは再接続する必要があります。そうすれば、その接続を関連付ける必要があります。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、SR_STATUS_FLAGSを介したコールバック接続がシーケンスから発生しない場合に指定する必要があります。
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.
シーケンス操作または他の手段のSR_STATUS_FLAGSの結果を介して、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全部が失われた場合に学習されます。クライアントがバックチャネルを保持したり、リコール可能な状態を失効したりしない場合、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:
絞り目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。
* Replier failure and restart.
* リプライアの障害と再起動
* 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.
* それが保存されたメディアで応答キャッシュを破損または失われるようにする大惨事。これは、CREATE_SESSIONに示されているレプリアがキャッシュを永続化した場合にも適用されます。
* The server purges the session of a client that has been inactive for a very extended period of time.
* サーバーは、非常に長い期間非アクティブであるクライアントのセッションを消去します。
* 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.
* 一組のクラスタサーバ間の構成変更の結果として、1つのサーバに以前に接続されているネットワークアドレスが、問題のセッションに関する知識を持たない異なるサーバに接続される。そのような構成変更は、一般に、元のサーバが一度に機能しなくなるとしか起こりません。
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.
返信キャッシュの損失はセッションの損失に相当します。replier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_BAdessionを返すことによって、リクエスターへのセッションの損失を示します。
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.
サーバーの再起動のようなイベントの後、クライアントはその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瞬間を想定しています。セッションが作成されたときに接続アソシエーションの強制を再接続し、それはセッション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、シーケンスを呼び出します。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するときにセッションが使用できないことを知っています。接続がセッション損失を生き残った場合、クライアントが接続を送信する次のシーケンス操作は、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もう一度知っています。
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:
これがNFS4ERR_BADSESSIONになるとクライアントの1つの推奨アルゴリズムです。クライアントがトランキングとしてそのような機能を利用したくない場合は、必須ではありませんが、その一部を省略することがあります。ただし、さまざまな回復の問題に注意を引くのに便利な例です。
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、シーケンスを持つ複合を試みます。
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_id value 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、セッションはまだ生きていますが、これはサーバーのネットワークアドレスが移動した強力なインジケータです。クライアントは、クライアントIDのトランキングの機会があるかどうかを確認するためにNFS4ERR_BADSessionを返す接続にExchange_idを送信することができます（すなわち、同じクライアントIDとSO_MAJOR_ID値が返される）。クライアントはDNSを使用して、移動したネットワークアドレスが別のネットワークアドレスに置き換えられたかどうかを確認することができ、セッションのトランキングのパフォーマンスと可用性の利点が続くことができます。
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. シーケンス要求がNFS4ERR_BADSessionで失敗した場合、そのセッションIDに関連付けられている接続が関連付けられているサーバーネットワークアドレスのいずれかにセッションが存在しなくなりました。セッションがまだ生きていて他のネットワークアドレスで利用可能である可能性があります。クライアントは、サーバーの所有者がそれらのネットワークアドレスを依然として待機しているかどうかを確認するために、すべての接続でExchange_idを送信します。同じサーバーの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です。同じサーバーの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という強力な表示であり、クライアントはそのクライアントIDのセッションが他にある場合はcreate_sessionを送信する必要があります。別のサーバーの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が見つからない場合、クライアントはNFSV4.1サービスを提供できなくなり、致命的なエラーはサーバーを使用していたプロセスに返されるべきです。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、サーバーをマウント解除します。
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とサーバーネットワークアドレスと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他の接続を知っていない場合、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が見つからない場合、クライアントはNFSV4.1サービスを提供できなくなり、致命的なエラーはサーバーを使用していたプロセスに返されるべきです。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、サーバーをマウント解除します。
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値が異なるサーバに同じネットワークアドレスが割り当てられている再構成イベントがある場合は、最初に生成されたセッションIDが最初に無効として認識されることを保証することはできません。したがって、サーバースコープ値が異なるサーバー間のサーバーの再構成を管理する場合は、再構成を実行する前に、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を遵守すると仮定しないでください。クライアントは、サーバーの再構成の予期しない影響を及ぼす準備ができている必要があります。セッションIDが有効に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こと、またはスロットのシーケンス値が正しくないことのいずれかである。したがって、クライアントがそのような予期せぬエラーを示す結果を受け取ると、現在のサーバ構成を決定するためのExchange_IDの使用をお勧めします。
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.
上記の変形例は、サーバのネットワークアドレスが移動した後、NFSV4.1サーバがリスニングされず、例えば、ポート2049にリスナーなしでリスナーが表示されないことがわかります。この例では、次のいずれかが発生します.NFSv4サーバは、NFS4ER_MINOR_VERS_MISMATCH、NFSサーバを返します。prog_mismatchエラーを返し、2049のRPCリスナーはPROG_UNVAILを返し、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、これらの目的のためにNFS4ERR_BAdessionを返す配列と同等のものとして扱われるべきです。
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損失を検出すると、CREATE_SESSIONを回復する必要があります。セッションの損失時に、進行中の非冪等操作が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、代表団、およびレイアウトがクライアント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、セッションの損失はバイトレンジロック、オープン、委任、またはレイアウト状態の損失を意味しません。セッションはクライアントIDによって異なるため、バイトレンジロック、オープン、委任、またはレイアウト状態の損失も、セッション状態の損失を意味します。ただし、クライアントIDの損失は、セッション、バイトレンジロック、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。8.4.2節を参照してください。セッションはサーバーの再起動を生き残ることができますが、ロックリカバリが必要になる可能性があります。
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、サーバーはクライアントID状態を再起動し、保存しません）。もしそうなら、クライアントはExchange_idを呼び出してcreate_sessionを呼び出します。
The following events require server action to recover.
次のイベントには、サーバーアクションが回復する必要があります。
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、再起動したクライアントは、サーバーに持っていたセッションを削除するように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きたことがない場合、それは古いクライアント所有者とExchange_idを送信することはありません。したがって、サーバーはセッション状態になります。長期間にわたって、サーバーがリソース制約を持っている場合、ロック状態だけでなく古いセッションも破棄される可能性があります。
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、拡張ネットワークパーティションは再起動なしでクライアントクラッシュと変わらない可能性があります（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があることを見分けることができない限り、クライアントが永久にクラッシュしたかのように状況を自由に扱うことは自由です。
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.
接続損失時にカーリングバック要求が発生した場合、セクション2.10.6.2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。ロスト接続と同じソース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との接続を介してリクエストを再試行する必要はないことに注意してください。セッションID、スロットID、および再試行のスロットID、およびシーケンスIDが元の要求の要求と一致すると、コールバックターゲットは、切断前の要求が表示されていてもリトークとして要求を認識します。
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.
接続がBackChannelに関連付けられている最後のものが失われた場合、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シーケンス応答のSR_STATUS_FLAGSフィールドにそれを示す必要があります。それぞれが異なるステータスフラグを使用している2つの状況があります。セッションのBackChannelの接続はありません。クライアントのセッションバックチャンネルの接続はありません。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.
バックチャネルに割り当てられているRPCSEC_GSSハンドルの数が1つに到達し、その1つのハンドルが有効期限に近い場合（すなわち、リース時間の1~2周期の間の）rpcsec_gssハンドルの数が監視され、すべてのシーケンスのsr_status_flagsフィールドにSOを示す必要があります。サーバーは、すべてのシーケンス応答のSR_STATUS_FLAGSフィールドを介して、バックチャネルの割り当てられたRPCSEC_GSSハンドルがすべて期限切れになっている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の実装、データサーバーの実装、または2つまたは3種類の実装であ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の引数に渡され、結果はクライアントIDの下に作成されたセッションを使用したいか、およびサーバーが許可する方法を示すことを可能にします。使用されるセッション。PNFSセッションに関する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 [10].
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]）とRPC（RFC 5531 [3]）の文書で定義されています。次のセクションは、このプロトコルに固有の定数、型、および構造を定義するためにXDRデータ型の上に構築されます。XDRデータ型の全リストは[10]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.
注目されている場合を除き、これらすべての定数はバイト単位で定義されています。
* NFS4_FHSIZE is the maximum size of a filehandle.
* NFS4_FHSIZEはファイルハンドルの最大サイズです。
* NFS4_VERIFIER_SIZE is the fixed size of a verifier.
* NFS4_VERIFIER_SIZEは、検証者の固定サイズです。
* NFS4_OPAQUE_LIMIT is the maximum size of certain opaque information.
* NFS4_OPAQUE_LIMITは、特定の不透明情報の最大サイズです。
* NFS4_SESSIONID_SIZE is the fixed size of a session identifier.
* NFS4_SESSIONID_SIZEはセッション識別子の固定サイズです。
* NFS4_INT64_MAX is the maximum value of a signed 64-bit integer.
* NFS4_INT64_MAXは符号付き64ビット整数の最大値です。
* NFS4_UINT64_MAX is the maximum value of an unsigned 64-bit integer.
* NFS4_UINT64_MAXは、符号なし64ビット整数の最大値です。
* NFS4_INT32_MAX is the maximum value of a signed 32-bit integer.
* NFS4_INT32_MAXは符号付き32ビット整数の最大値です。
* NFS4_UINT32_MAX is the maximum value of an unsigned 32-bit integer.
* NFS4_UINT32_MAXは、符号なし32ビット整数の最大値です。
* NFS4_MAXFILELEN is the maximum length of a regular file.
* NFS4_MAXFILELENは、通常のファイルの最大長です。
* NFS4_MAXFILEOFF is the maximum offset into a regular file.
* 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"">11] 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. |
+---------------+----------------------------------------------+
Table 1
表1
End of Base Data Types
基本データ型の終わり
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・タイプは、1970年1月1日、1970年1月1日に協定されたユニバーサル・タイム（UTC）で秒数とナノ秒数を与えます。秒フィールドのゼロよりも大きい値は、1970年1月1日ゼロ時間以降の日付を示します。秒フィールドのゼロよりも小さい値は、1970年1月1日ゼロの前の日付を示します。両方の場合では、NSECONDSフィールドを追加します。最終時間表現の秒フィールド。たとえば、1970年1月1日ゼロ時間の前に表す時間が1/2秒である場合、秒フィールドは負の値（-1）の値を持ち、NSecondsフィールドには半秒の値があります（500000000）。nseconds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、時間と日付情報を渡すために使用されます。サーバーは、時間の値を処理するときのそのローカル表現との間で、できるだけ多くの精度を保持します。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ない場合は、精度の損失が発生する可能性があります。クライアントとサーバーの時間のスキューを減らすには、ADJUNCT TIMEメンテナンスプロトコルを推奨します。
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の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、サーバーはそのローカルの時間の時間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.
このデータ型は、デバイスファイルタイプNF4CHRと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推奨属性に使用されます。変更属性に類似した変更シーケンス表示を提供します。サーバーが永続的な記憶域を必要とせずにサーバーの再初期化にわたって有効な値を有効にするために、2つの64ビット数量が使用され、特定のサーバーインスタンス内でサーバーインスタンスIDと2番目のインクリメントされることができます。。
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、ビット値を含むために使用される32ビット整数のカウントされた配列です。ビットNを含むアレイ内の整数の位置は、式（N / 32）から計算することができ、その整数内のそのビットは（n mod 32）である。
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、クライアントに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知らせるために、Create、Link、Open、Remove、およびRename Operationsと共に使用されます。
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 na_r_netid and na_r_addr fields respectively contain a netid and uaddr. The netid and uaddr concepts are defined in [12]. The netid and uaddr formats for TCP over IPv4 and TCP over IPv6 are defined in [12], specifically Tables 2 and 3 and in Sections 5.2.3.3 and 5.2.3.4.
NetAddr4データ型は、ネットワークトランスポートエンドポイントを識別するために使用されます。NA_R_NETIDおよびNA_R_ADDRフィールドはそれぞれNETIDとUADDRを含みます。NETIDおよびUADDRの概念は[12]で定義されています。IPv4 over over IPv6 over over ipv6 over over tcpのNETIDおよびUADDRフォーマットは、[12]、具体的な表2および3およびセクション5.2.3.3および5.2.3.4で定義されています。
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、オープン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、バイトレンジ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に対して行われた最初のロック操作に使用されます。遷移が有効なopen_stateIDシーケンスから新しいlock_stateIDシーケンスの遷移を行うように、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接続されているため、lock_owner / lock_seqidペアの確認を回避します。
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。クライアントはデータ型StateIDの値を変更しません。「seqid」フィールドの開始値は未定義です。サーバーは、StareIDの各遷移時に「SEQID」フィールドを1つずつ増やす必要があります。クライアントがOpen StateIDのSEQIDを検査してサーバーによって行われたオープン処理の順序を判断するため、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.
このデータ型は、どのタイプのレイアウトが使用されているかを示します。ファイルサーバーは、FS_LAYOUT_TYPEファイルシステム属性をサポートするレイアウトタイプをアドバタイズします（セクション5.12.1）。クライアントは、レイアウトの特定の型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型固有のロジックに処理します。
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 22.5; they are maintained by IANA. Types within the range 0x80000000-0xFFFFFFFF are site specific and for private use only.
LayoutType4データ型の長さは32ビットです。レイアウトタイプで表される範囲は3つの部分に分割されています。タイプ0x0は予約されています。範囲内のタイプ0x00000001-0X7FFFFFFはグローバルに一意であり、セクション22.5の説明に従って割り当てられています。彼らはIANAによって維持されています。0x80000000-0xFFFFFFFFの範囲内のタイプは、サイト固有で、プライベート使用のみです。
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 [47], is to be used. Similarly, the LAYOUT4_BLOCK_VOLUME enumeration specifies that the block/volume layout, as defined in [48], is to be used.
LAYOUT4_NFSV4_1_FILES列挙体は、セクション13で定義されているように、NFSv4.1ファイルレイアウトタイプを使用することを指定します。LAYOUT4_OSD2_OBJECTS列挙体は、[47]で定義されているオブジェクトレイアウトが使用されることを指定します。同様に、LAYOUT4_BLOCK_VOLUME列挙体は、[48]で定義されているブロック/ボリュームレイアウトを使用す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、コンパクトな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が含まれています。getDeviceInfo操作でアドレス指定とタイプ情報が取得されます。デバイスIDは、メタデータサーバの再起動間で有効であることが保証されていません。デバイスIDは、クライアントIDおよびレイアウトタイプごとに固有のものです。詳細については、12.2.10項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.
機器アドレスは、記憶装置と通信チャネルを設定するために使用される。さまざまなレイアウト型には、データ型がストレージデバイスとの通信方法を定義する必要があります。opaque 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、NFSV4.1ファイルレイアウトのデバイスアドレス（セクション13.3を参照）を定義します。これは、ネットワークIPアドレスとポート番号でストレージデバイスを識別します。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であり得る。オブジェクトベースのストレージデバイスとブロック記憶装置（例えば、小型コンピュータシステムインタフェース（SCSI）ボリュームラベル）のデバイスタイプは、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。このドキュメントは、NFSv4.1ファイルレイアウト型のloc_bodyを定義します。その定義については13.3項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内の不透明です。レイアウトは、ファイルのファイルハンドルとともにオフセットと長さ、クライアントID、IOMODE、およびレイアウトタイプがレイアウトを識別します。
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.
LayoutUpdate4データ型は、レイアウトコミット（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すようにクライアントによって使用されます。このデータ型は、（フィールドLou_Body）レイアウト型固有情報をメタデータサーバに返す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ブロックのリストを含めることができます。不透明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_1_filesの場合、Lou_bodyフィールドは長さが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.
LayouseInt4データ型は、特定のファイルに対して作成したいレイアウトの種類についてヒントを渡すためにクライアントによって使用されます。それは、5.12.4項で説明されているlayout_hint属性によって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ことも、ヒント内のフィールドを選択的に無視することができます。このヒントは、Open内の初期属性の一部としてCREATE TIMEで提供されるべきです。LOH_BODYフィールドはレイアウトのタイプ（LOH_TYPE）に固有のものです。NFSV4.1ファイルベースのレイアウトは、セクション13.3で定義されているように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によって表されるデータを読み書きするだけで読み書きすることを意図しているかどうかを指定します。LayoutIomode4_any iomodeをLayoutget操作の引数で使用してはいけませんが、LayoutReturnおよびCB_LayoutRecall操作の引数で使用できます。LAYOUTIOMODE4_ANY IOMODEは、それぞれlayoutioMode4_readおよびlayoutioMode4_rw iomodeの両方に関連するレイアウトが返されるかリコールされていることを指定します。メタデータサーバのIOMODEの使用は、使用されているレイアウト型によって異なります。ストレージデバイスは、IOMODEに対してI / Oアクセスを検証し、無効なアクセスを拒否することができます。
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、完全に自由形式です。NII_NAMEは、マシンアーキテクチャ、マシンプラットフォーム、リビジョン、バージョン、およびパッチレベルを区別するために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構築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.
このデータ型は、クライアントがメタデータサーバとストレージデバイスを介して直接I / Oを送信する必要があるときにクライアントが判別するためのレイアウト型に固有のヒントのリストを含みます。データ型は、サーバーでサポートされているヒントのセットを記述するレイアウトタイプ（THI_LAYOUT_TYPE）で構成されています（レイアウトタイプに基づいて異なる場合があります）、コンテンツが決定されたヒント（THI_HINTLIST）のリスト（THI_HINTLIST）のリストからなります。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. |
+-------------------------+---+---------+---------------------------+
Table 2
表2.
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Threshmorit_Item4の要素の配列を保持しており、各データ型は特定のレイアウトタイプに対して有効です。サーバーが単一のファイルの複数のレイアウトタイプをサポートできるため、アレイが必要です。
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責任があります。
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 [38]), 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プロトコルの動作は、1つ以上のファイルハンドルに関して定義されています。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のファイルハンドルが必要です。NFSV3プロトコル（RFC 1813 [38]）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プロトコルがあります。マウントプロトコル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プロトコルによって使用できます。
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 [49] and RFC 2055 [50]. 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.
マウントプロトコルには、セキュリティの分野内の欠陥があり、ファイアウォールを介して使用します。これは、Public FileHandleの使用がRFC 2054 [49]とRFC 2055で導入された理由の1つです[50]。NFSV3プロトコルのルックアップ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間の実行可能な対話にはマウントプロトコルが不要であることが実証されている。
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FileHandleへの変換のための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は、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.
特別なファイルハンドルの最初のファイルハンドルはルートファイルハンドルです。ルートファイルハンドルは、NFSサーバー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操作を使用してルートファイルハンドルで使用または開始します。PUTROOTFH操作は、サーバーのファイルツリーのルートに "current"ファイルハンドルを設定するようにサーバーに指示します。このPUTROOTFH操作が使用されると、クライアントはルックアップ操作でサーバーのファイルツリーの全体を通過できます。サーバーネームスペースの完全な説明はセクション7にあります。
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パブリックファイルハンドルです。ルートファイルハンドルとは異なり、パブリックファイルハンドルはバインドされているか、サーバーで任意のファイルシステムオブジェクトを表します。サーバーはこのバインディングを担当します。パブリックファイルハンドルとルート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、パブリック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には、サーバーで管理ソフトウェアとサーバー管理者のポリシーの推奨です。クライアントはこのバインディングに関する仮定を任意にしない可能性があります。クライアントはPUTPUBFH操作を介してパブリック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、単一セットのセマンティクスを持つファイルハンドルのタイプ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 "persistent"と呼ばれます。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、特定のサーバー環境に対応しようとしている「揮発性」ファイルハンドルです。
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.
永続的なファイルハンドルの正しい実装を実行できないサーバーの機能や実装の問題に対処するために、揮発性のファイルハンドルタイプが導入されました。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権がありません。基礎となるサーバーファイルシステムは、不変権またはサーバーのファイルシステムのプログラミングインターフェイスを提供しない場合があります。揮発性のファイルハンドルは、階層ストレージ管理または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を容易にする可能性があります。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性と揮発性のファイルハンドルを異なる方法で処理する必要があるため、サーバーによって返されるFileHandleの種類を判断するためにクライアントによって使用される可能性があ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.
FileHandleには、サーバーが個々のファイルを区別する必要があるすべての情報が含まれています。クライアントに、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の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で同じサーバーから2つのファイルハンドルを比較できます。ただし、クライアントは特にファイルハンドルの内容を解釈してはいけません。同じサーバーから2つのファイルハンドルが等しい場合は、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一対一の対応を維持しようとするはずですが、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FileHandle比較を使用する必要があります。 2つのファイルハンドルが同じオブジェクトを示すかどうか、そのような場合には誤った動作を引き起こす可能性があるという無効な仮定を避けることができない場合に、すべてのクライアントを準備する必要があります。データキャッシングのコンテキストにおけるFileHandleと属性比較の詳細については、10.3.4項に示されています。
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"">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、サーバーが同じファイルシステムオブジェクトで終了したときに2つの異なるパス名がある場合、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。これは、ハードリンクの場合に発生する可能性があります（[オープングループベース仕様の開始6 IEEE STD 1003.1,2004エディション、HTMLバージョン ""> 6]の基本定義の第3章のセクション3.191）は、参照する2つのファイル名を作成するために使用されます。同じ基礎となるファイルオブジェクトと関連データに。たとえば、PATHS / A / B / Cおよび/ 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スに同じファイルハンドルを返す必要があります。
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.
永続的な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に固定値を持つと定義されています。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有効期間にわたって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と、NFSサーバーはサーバーの前のインスタンス化で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た場合、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たときに、永続的なファイルハンドルが古くなったり無効になります。サーバーに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が表示されている場合は、NFS4ERR_STALEのエラーを返す必要があります。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ったときに、ファイルハンドルが古くなる可能性があります。リムーバブルメディア上に存在する場合はファイルシステムが使用できなくなり、メディアはサーバーまたは全体のファイルシステムが破棄されたか、ファイルシステムがサーバーのネームスペースから単に削除された（すなわち、UNIXでマウント解除されています）。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.
揮発性のファイルハンドルは、永続的なファイルハンドルの同じ寿命の特性を共有しません。サーバーは、揮発性のファイルハンドルがさまざまな時点ではもはや有効ではないと判断できます。サーバーが揮発性のファイルハンドルが削除されたオブジェクトを参照すると、サーバーがクライアントにNFS4ERR_STALEを返す必要があると判断した場合（永続ファイルハンドルの場合と同様に）。サーバーが揮発性のファイルハンドルを使用できなくなるとサーバーが決定した他のすべての場合では、NFS4ERR_FHEXPIREDのエラーを返す必要があります。
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:
必要な属性 "fh_expire_type"は、サーバーが特定のファイルシステムを提供しているファイルハンドルの種類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 The value of FH4_PERSISTENT is used to indicate a persistent filehandle, which is valid until the object is removed from the file system. The server will not return NFS4ERR_FHEXPIRED for this filehandle. FH4_PERSISTENT is defined as a value in which none of the bits specified below are set.
FH4_PERSINTENT 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。このファイルハンドルのNFS4ERR_FHEXPIED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ています。
FH4_VOLATILE_ANY The filehandle may expire at any time, except as specifically excluded (i.e., FH4_NO_EXPIRE_WITH_OPEN).
FH4_VOLATILE_ANY FILEHANDLEは、特に除外された場合（すなわち、FH4_NO_EXPIRE_WITH_OPEN）を除いて、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_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_ANの意味は、開いているときにFileHandleの有効期限を除外する資格があります。
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 FILE Handleの継続性がFS_LOCATIONS_INFO属性内のハンドルクラス情報で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遷移（移行または複製）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情報へのアクセスなしのクライアントは、ファイルハンドルがファイルシステムの遷移時に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、要求側クライアントまたは他のクライアントによる名前の変更を含みます。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があるサーバーは、名前の変更と削除に関して特別な注意を必要とします。FH4_VOLATILE_ANYが設定され、FH4_VOLATILE_ANYが設定されていない場合、または非読み取り専用ファイルシステムが異なるハンドル・クラスに遷移ターゲットがある場合、この状況は発生する可能性があります。このような場合、サーバーは名前の変更または削除を拒否する必要があり、オープンファイルにつながるコンポーネントのいずれかのオープンファイルに影響を与えるはずです。さらに、ファイルハンドルが有効期限が切れている可能性があるファイルの再利用が誤ったファイルの再利用をしないようにするために、サーバーは猶予期間中にすべてのリクエストまたは削除要求を拒否する必要があります。
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.
揮発性のファイルハンドルは、エクスポートをブリッジするため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。これについての議論については7.5項を参照してください。
A volatile filehandle, while opaque to the client, could contain:
クライアントに不透明ながら、揮発性のファイルハンドルが含まれている可能性があります。
[volatile bit = 1 | server boot time | slot | generation number]
[揮発性ビット= 1
* slot is an index in the server volatile filehandle table
* スロットはサーバー揮発性ファイルハンドルテーブルのインデックスです。
* generation number is the generation number for the table entry/ slot
* 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のファイルハンドルを表示すると、サーバーは次のチェックを行い、揮発性ビットのチェックが経過したと仮定します。サーバーの起動時刻が現在のサーバーの起動時刻より小さい場合は、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、テーブルがなくなります（揮発性）。
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、それはそれに続く異なる構造を持つ永続的な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。クライアントは、揮発性のファイルハンドルの有効期限から回復するように自分自身を準備することができるよう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のステップを必要としません。
For volatile filehandles, most commonly the client will need to store the component names leading up to and including the file system object in question. With these names, the client should be able to recover by finding a filehandle in the namespace that is still available or by starting at the root of the server's file system namespace.
揮発性の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まで、およびそれを含むコンポーネント名を保存する必要があります。これらの名前を付けて、クライアントは、まだ利用可能な名前空間内のファイルハンドルを見つけることによって、またはサーバーのファイルシステムの名前空間のルートから始めて復元できるはずです。
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は、明らかにクライアントが期限切れのファイルハンドルから回復できません。
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することも可能です。ファイルが別のクライアントによって名前変更された場合、再度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、以下のような一連の操作を構築するために複合手順を使用することもできます。
RENAME A B LOOKUP B GETFH
ルックアップB GETFHを変更します
Note that the COMPOUND procedure does not provide atomicity. This example only reduces the overhead of recovering from an expired filehandle.
なお、化合物手順は原子性を提供しない。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を縮小します。
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).
非UNIXプラットフォームとの伸張性の要件を満たすために、属性は柔軟な方法で処理される必要があります。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ケアが可能ではない属性の固定リストが含まれています。FATTR3構造は新しいニーズが発生するにつれて拡張することはできず、非サポート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されている属性（またはそのサブセット）のみで要求をサポートおよび構築する属性を照会することができます。
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.
この目的のために、属性は3つのグループに分けられます。必須、推奨、および名前付き。必要とされた属性と推奨される属性の両方が、特定の明確なエンコーディングによってNFSV4.1プロトコルでサポートされており、番号によって識別されます。GetAttrリクエストで送信されたビットベクトル内のビットを設定することによって要求されます。サーバーの応答には、応答にどの属性が返されたかをリストするためのビットベクトルが含まれています。新しい属性番号値を割り当て、属性のエンコーディングを定義する標準トラックRFCを公開することで、新しいマイナーバージョンの一部としてNFSV4プロトコルに追加されても、NFSV4プロトコルに追加されることがあります。さらなる議論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、新しいOpenATTR操作によってアクセスされます。これは、ファイルシステムオブジェクトに関連付けられている属性の隠しディレクトリにアクセスします。OpenATTRはオブジェクトのファイルハンドルを取り、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、検索または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、名前が指定された属性を表し、そのデータバイトが属性の値であるファイルを含みます。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 |
+----------+-----------+---------------------------------+
Table 3
表3.
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に必要なデータを対象としています。NFS実装者は、それらをIETF規格追跡プロセスにすることによって、新しい属性を推奨属性として定義することを強く奨励されています。
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.
必要に応じて分類されている属性のセットは、サーバーがそれらをサポートするのに必要なものは何でもする必要があるため、意図的に小さくなります。サーバーはできるだけ多くの推奨される属性をサポートする必要がありますが、その定義によってサーバーはそれらのすべてをサポートするために必要ではありません。データが両方とも多数のクライアントによって必要とされており、そうでなければサポートが提供されていないときには、データが必要とされない場合は属性が必要とされます。
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によって返された隠しディレクトリは、プロトコル処理の利便性です。クライアントは、サーバーの名前付き属性の実装に関する仮定を任意の仮定し、サーバーの基礎となるファイルシステムに名前付きの属性ディレクトリがあるかどうかを確認しないでください。したがって、名前付き属性ディレクトリ上の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.
これらは、最小レベルの相互運用性を確保するために、すべてのNFSV4.1クライアントおよびサーバーによってサポートされている必要があります。サーバーはこれらの属性を保存して返却する必要があり、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することができなければなりません。必要な属性だけで、一部のクライアント機能は何らかの方法で損なわれているか、制限される可能性があります。クライアントは、GetAttr要求のビットを設定することによって、これらの属性のいずれかを返すことを要求し、サーバーはそれらの値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プロトコルでサポートを保証するのに十分なほど理解されています。ただし、それらはすべてのクライアントやサーバーでサポートされていない可能性があります。クライアントは、GetAttrリクエストのビットを設定することによって、これらの属性のいずれかを返すことを要求することができますが、サーバーがそれら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している属性のセットを要求することがあり、サーバーがサポートしていない属性を要求しないでください。サーバーは、サポートされていない属性の要求を許容し、要求を要求するのではなく単にそれらを返さないようにしてください。サーバーが快適に使用できるすべての属性をサポートすることが予想され、それらのオペレーティング環境ではサポートが困難な属性をサポートすることができません。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、ファイル修正時刻は正確な時間であるか、サーバーによってサポートされるべきではありません。時々これはクライアントにとって難しいでしょうが、クライアントは属性の作成または作成方法や属性なしで行う方法を決定するために優れています。
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プロトコルで直接エンコードによってサポートされていませんが、数字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に格納されている未解釈のバイトのストリームに対応します。これらの属性のネームスペースには、OpenATTR操作を使用してアクセスできます。OpenATTRの操作は仮想「名前付き属性ディレクトリ」のファイルハンドルを返し、さらに典型的なディレクトリに取り組む操作を使用して、さらに閲覧と変更を行うことができます。特に、READDIRを使用してそのような名前付き属性のリストを取得し、検索および開くことができる。新しい名前付き属性の作成は、ファイル作成を指定するオープン指定の結果です。
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FileHandlesとStateIDを使用して、通常の読み取りおよび書き込み操作によって調べられ、変更されます。
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には、独自の（名前が付けられていない）属性があります。これらの各オブジェクトには、必要なすべての属性があり、追加の推奨属性がある場合があります。ただし、名前付き属性の属性のセットと名前付き属性ディレクトリは必要ありません。通常、そのファイルシステム内の他のオブジェクトの大きさと同じくらい大きくはありません。
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 of 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は、委任のターゲットである可能性があります（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、代表団の付与はサーバーの裁量にあるため、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上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.
サーバーは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内の名前付き属性を保存する機能に依存しないでください。サーバーが名前付き属性をサポートしている場合、それらを処理することも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1つの場所から別の場所への完全な透明度でコピーすることができます。これにより、通常のディレクトリエントリに許可されている名前は名前付き属性名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、名前付き属性ディレクトリの構造は、名前付き属性に対して完全に一般的な階層ディレクトリ構造をサポートしている非相互運用可能な実装の開発を防ぐために、いくつかの方法で制限されますが、他のものは限られたものですが名前付き属性のための適切な構造そのような環境では、クライアントやアプリケーションがポータブル以外の拡張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。
* 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.
* 名前付き属性ディレクトリには作成は許可されていません。したがって、シンボリックリンクと特殊ファイルとのようなオブジェクトは、属性の名前を付けられていません。さらに、ディレクトリは名前付き属性ディレクトリに作成されないため、単一の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。
* If OPENATTR is done on a named attribute directory or on a named attribute, the server MUST return NFS4ERR_WRONG_TYPE.
* 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ている場合、サーバーはNFS4ERR_WRONG_TYPEを返す必要があります。
* 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.
* 名前付き属性の名前付き属性の名前付き属性ディレクトリまたは通常（すなわち、non-non-属性）ディレクトリに変更することはできません。
* Creating hard links between named attribute directories or between named attribute directories and ordinary directories is not allowed.
* 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のハードリンクを作成することは許可されていません。
Names of attributes will not be controlled by this document or other IETF Standards Track documents. See Section 22.2 for further discussion.
属性の名前は、この文書または他のIETF標準のトラック文書によって制御されません。さらなる議論については22.2節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.
必要な属性と推奨属性のそれぞれは、サーバーごとに3つのカテゴリのいずれかに分類できます（つまり、属性の値は、同じサーバーの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になります。サーバーオーナーの定義については、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に（すなわち、属性の値は、同じFSID属性（セクション5.8.1.9）およびサーバーの所有者）、またはファイルシステムオブジェクトごとにファイルオブジェクトを共有するファイルオブジェクトまたはすべてのファイルオブジェクトで同じになります。「均質」（セクション5.8.2.16）属性の値に応じて、ファイルシステムごとの属性ごとに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とtime_modify_setは、time_accessと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ているため、このセクションにはリストされていません。
* The per-server attribute is:
* サーバーごとの属性は次のとおりです。
lease_time
リース時間
* The per-file system attributes are:
* 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
support_Attrs、Suppatr_Exclreat、FH_EXPIRE_TYPE、LINK_SUPPORT、CANSTIME、CASE_INSENSITIVE、CASE_PRESERVING、CHOWN_RESSERITED、FS_LOCATION、CHOWN_RESTRICTED、FS_LOCATION、MAXWRITES、NO_TRUNC、SPACE_AVAIL、SPACE_FREE、SPACE_DELTA、TIME_DELTA、change_policy、fs_status、fs_layout_type、fs_locations_info、fs_charset_cap.
* The per-file system object attributes are:
* ファイルごとのシステムオブジェクト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、アーカイブ、fileID、隠し、maxlink、mimeType、mode、numlinks、所有者、owner_group、RawDev、Space_Used、System、Time_MetaData、Time_Modify、MACKING_ON_FILEID、DIR_NOTIF_DELAY、DIRENT_NOTIF_DELAY、DACL、SACL、LAYOUT_TYPE、LAYOUT_HINT、LAYOUT_BLKSIZE、LAYEOUT_GET、MDSTHRESHOLD、RETENTION_GET、RETENTION_SET、RETENTEVT_GET、RETENTEVT_SET、RETENSER_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の場合は、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.
必要な属性と推奨される属性はいくつか設定されます。すなわち、それらはSetAttrを介して設定することができますが、GetAttrを介して取得されません。同様に、必要な属性と推奨される属性の中にはGet-Onlyです。すなわち、それらはgetAttrを介して取得することができますがSetAttrによって設定されていません。クライアントがGet-Only属性を設定しようとした場合、またはセット専用属性を取得しようとすると、サーバーはNFS4ERR_INVALを返す必要があります。
The list of REQUIRED attributes appears in Table 4. The meaning of the columns of the table are:
必要な属性のリストが表4に表示されます。表の列の意味は次のとおりです。
Name: The name of the attribute.
名前：属性の名前。
Id: The number assigned to the attribute. In the event of conflicts between the assigned number and [10], the latter is likely authoritative, but should be resolved with Errata to this document and/or [10]. See [51] for the Errata process.
ID：属性に割り当てられている番号。割り当てられた番号と[10]の間に競合が発生した場合、後者は能力的である可能性がありますが、この文書の正誤表や[10]で解決する必要があります。エラータプロセスの[51]を参照してください。
Data Type: The XDR data type of the attribute.
データ型：属性のXDRデータ型。
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).
ACC：属性に許可されています。Rは読み取り専用を意味します（GetAttrが取得し、setAttrは設定されていない場合があります）。w書き込み専用（SetAttrが設定されている、getAttrが取得でき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が取得して、SetAttrは設定されています）。
Defined in: The section of this specification that describes the attribute.
属性を説明するこの仕様のセクションで定義されています。
+====================+====+============+=====+==================+
| 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 4
表4.
The RECOMMENDED attributes are defined in Table 5. The meanings of the column headers are the same as Table 4; see Section 5.6 for the meanings.
推奨される属性は表5に定義されています。列ヘッダーの意味は表4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 | fs_locations_info4 | 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 5
表5.
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必須属性と推奨される属性を取得するビットベクトル。この属性の範囲は、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:
特別な定数の数の1つに関してオブジェクトの種類を指定します。
* NF4REG designates a regular file.
* NF4REGは通常のファイルを指定します。
* NF4DIR designates a directory.
* NF4DIRはディレクトリを指定します。
* NF4BLK designates a block device special file.
* NF4BLKはブロックデバイス特殊ファイルを指定します。
* NF4CHR designates a character device special file.
* NF4CHRは文字装置特殊ファイルを指定します。
* NF4LNK designates a symbolic link.
* NF4LNKはシンボリックリンクを指定します。
* NF4SOCK designates a named socket special file.
* NF4SOCK名前付きソケット特殊ファイルを指定します。
* NF4FIFO designates a fifo special file.
* NF4FIFOはFIFO特殊ファイルを指定します。
* NF4ATTRDIR designates a named attribute directory.
* NF4AttrDir名前付き属性ディレクトリを指定します。
* NF4NAMEDATTR designates a named attribute.
* 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:
説明文と操作の説明内で、以下のフレーズが以下の意味で使用されます。
* The phrase "is a directory" means that the object's type attribute is NF4DIR or NF4ATTRDIR.
* "directory"というフレーズは、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。
* The phrase "is a special file" means that the object's type attribute is NF4BLK, NF4CHR, NF4SOCK, or NF4FIFO.
* 「は特別なファイル」というフレーズは、オブジェクトのtype属性がNF4BLK、NF4CHR、NF4SOCK、またはNF4FIFOであることを意味します。
* The phrases "is an ordinary file" and "is a regular file" mean that the object's type attribute is NF4REG or NF4NAMEDATTR.
* 「通常のファイル」と「通常のファイル」は、オブジェクトのtype属性がNF4REGまたはNF4NADEDATTR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、クライアントにFileHandleの有効期限の動作を指定します。追加の説明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.
オブジェクトのファイルデータ、ディレクトリ内容、またはオブジェクトの属性が変更されたかどうかを判断するためにクライアントが使用できるサーバーによって作成された値。サーバーは、この属性の値のオブジェクトのtime_metadata属性を返すことができますが、ファイルシステムオブジェクトをtime_metadataの解像度よりも頻繁に更新できない場合に限ります。
The size of the object in bytes.
オブジェクトのサイズがバイト単位で。
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です。
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です。
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が付けられた場合はtrueです。言い換えれば、オブジェクトは空でない名前付き属性ディレクトリを持ちます。
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しているファイルシステムの固有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、その各々はデータ型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.
サーバーのリースの期間秒単位で。
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エラーが返されました。
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要求の場合）。
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.
オープン操作を介してファイル作成のexclusive4_1メソッドでサポートされているすべての必須属性と推奨属性を設定するビットベクトル。この属性の範囲は、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.
推奨される属性の大部分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).
このファイルが最後の変更時からアーカイブされている場合（time_backupを支持して廃止予定）。
TRUE, if the server is able to change the times for a file system object as specified in a SETATTR operation.
SETATTR操作で指定されているファイルシステムオブジェクトの時間をサーバーに変更できる場合は、TRUE。
TRUE, if file name comparisons on this file system are case insensitive.
このファイルシステムのファイル名の比較が大文字と小文字を区別しない場合はtrueです。
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場合が保存されている場合は、trueです。
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.
現在のファイルシステムに関連するサーバポリシーが変更されたかどうかを判断するためにクライアントが使用できるサーバによって作成された値。値が同じままである場合、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、この値の変更は必ずしもポリシーの変更を意味します。それに関連するいくつかのポリシーが変更されたかどうかを判断するためにサーバーを問い合わせるのはクライアント次第です。詳細については3.3.6項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、ファイルシステムが読み取り専用から書き込み可能な、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範囲が変更されたときに、FS_LOCATIONATIONS_INFO属性によって返される値が変更されたとき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、サーバーは、呼び出し元が特権ユーザーではない場合、またはファイルに関連付けられている所有者またはグループに関連付けられているグループ（UNIXオペレーティング環境の「ルート」など、またはWindows 2000では、「所有権を取得する」という要求を拒否します。"特権）。
A number uniquely identifying the file within the file system.
ファイルシステム内の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上でこのユーザーが利用できるファイルスロット - これは関連する限界であるべきです。
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上の空きファイルスロット - これは最小の関連制限であるべきです。
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。14.4節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 11.16 for more details.
このファイルシステムが見つかる可能性がある場所。サーバーがエラーとしてNFS4ERR_MOUD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11.16項を参照してください。
Full function file system location. See Section 11.17.2 for more details.
フル機能ファイルの場所。詳細については11.17.2項を参照してください。
Generic file system type information. See Section 11.18 for more details.
一般ファイルシステムタイプ情報詳細については11.18項を参照してください。
TRUE, if the file is considered hidden with respect to the Windows API.
true、ファイルがWindows APIに関して非表示に見える場合。
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均質である場合はtrue。すなわち、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）には、ファイルごとの属性ごとに共通の値があります。
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のサポートされてい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最大リンク数。
Maximum file name size supported for this object.
このオブジェクトでサポートされている最大ファイル名サイズ。
Maximum amount of data the READ operation will return for this object.
最大データ読み取り操作はこのオブジェクトに戻ります。
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.
最大データ書き込み操作はこのオブジェクトに対して受け入れます。この属性は、ファイルが書き込み可能な場合にサポートされます。この属性の欠如は、クライアントが帯域幅を無駄にするか、最良のパフォーマンスを受信し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ボディタイプ/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と同じですが、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）に接続する（マウント）することで、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を介して読み込まれると、戻り結果はディレクトリエントリであり、それぞれコンポーネント名とfileIDを持つ。マウントポイントのディレクトリエントリのfileIDは、stat（）システムコールが返されるFileID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（）は任意のファイルシステムがマウントポイントにマウントされていた前にstat（）が返されたことをfileIDに戻します。
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、クライアントのルックアップ要求を他のファイルシステムと交雑させることができます。LookupのfileHandle引数にルックアップによって返されたFileHandleのファイルハンドルとは異なるFSID属性がある場合は、クライアントはファイルシステム交差を検出します。UNIXベースのクライアントは、これが「マウントポイント交差点」と検討します。UNIX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従来のスキームを持っています。これは、前述のようにファイルIDを返すマウントポイントのマウントポイントの親とstat（）のREADDIR（）に依存しています。mounted_on_fileid属性は、readdir（）が前述のように返されたことをfileIdに対応しています。
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、PAPTING_ON_FILEIDが提供する内容に対応するFileIDを単純に作成できるが（およびサーバがマウントされていない場合、クライアントは選択肢がない場合）、クライアントが1つと競合するFileIDを生成するリスクがあります。ファイルシステム内の別のオブジェクトにすでに割り当てられています。代わりに、サーバーがMACKIT_ON_FILEIDを提供できる場合、この領域のクライアントの運用上の問題の可能性がなくなります。
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.
サーバーがターゲットファイルオブジェクトにマウントポイントがないことを検出した場合は、返すMAPINTED_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属性をお勧めしますので、サーバーは可能であれば、そしてUNIXベースのサーバーの場合、これは簡単です。通常、AllidDir操作中に搭載されています。これは、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、（少なくともUNIXベースのサーバーの場合）では些細な（少なくともUNIXベースのサーバーの場合）。MACKIT_ON_FILEIDがGETATTRオペレーションで要求されている場合、サーバーは、オブジェクトの親ディレクトリ内のファイルオブジェクトのエントリ、すなわちREADDIR（）が返された値に等しい値を返す不変権に従います。いくつかの動作環境では、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することができます。この場合、サーバーが前述の不変に従うためには、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している場合は、切り捨てられている名前の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.
追加の割り当てを超えた追加のディスク容量を超える追加のディスク容量を表す値は、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ます。その他の割り当てが拒否されます。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が理解されます。
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.
ユーザーが合理的に警告す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に関して規則があるが、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が理解される。
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によって使用されるディスク容量、およびおそらく他の類似のファイルやディレクトリの数を表す値の値は、少なくとも「類似」のセットが少なくとも任意のファイルまたはディレクトリに割り当てる基準を満たしています。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値が維持されている、例えば「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」などが維持されている、たくさんの異なるが重複するファイルまたはディレクトリが多数あることがあります。Quota_used属性の内容を提供するときは、これらのセットのいずれかを選択するためにLibertyで、繰り返し可能な方法でそうする必要があります。ルールはファイルシステムごとに設定されているか、「最小のクォータのセットを選択する」です。
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.
RAWデバイスNF4BLKまたはNF4CHR型のファイル数。デバイス番号はメジャー番号とマイナー番号に分割されています。ファイルの種類属性がNF4BLKまたはNF4CHRではない場合、返される値は有用であると見なされるべきではありません。
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利用できるバイト単位のディスク容量 - これは最小の関連制限であるべきです。
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上のバイト単位の空きディスク容量 - これは最小の関連制限であるべきです。
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上のバイト単位の全ディスク容量。
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.
この属性は、このファイルがWindowsオペレーティング環境に関する「システム」ファイルである場合にも当てはまります。
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 [13], [14], [15]. 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読み取り操作によってオブジェクトへの最後のアクセス時刻を表します。「アクセス」となるのは、サーバーのオペレーティング環境やサーバーのファイルシステム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フェース（POSIX）セマンティクスのセマンティクスのセマンティクスの場合、Time_accessは、オブジェクトの内容を変更する操作のいずれか[13]、[14]、[15]、[15]、[15]、[15]の間ではTime_accessが更新されます。。もちろん、対応するtime_access_set属性を設定すると、time_access属性を変更するもう1つの方法があります。
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上にあるときはいつでも、サーバーはTime_Accessを安定したストレージに記録するための最良の努力をしてください。ただし、SOのパフォーマンス効果を軽減するために、サーバーがそのキャッシュからオブジェクトのコンテンツの読み取りを満たしているときはいつでも、サーバーはアクセス時間の更新をキャッシュし、それらを安定したストレージに書き込むことができます。TIME_ACCESSの更新を無効にするオプションをサーバーの管理者に提供することもできます。
Sets the time of last access to the object. SETATTR use only.
オブジェクトへの最後のアクセス時間を設定します。SetAttrのみ使用してください。
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間。
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。この属性には、従来のUNIXファイル属性「CTIME」または「変更時刻」との関係はありません。
Smallest useful server time granularity.
最小の有用なサーバー時間の粒度。
The time of last metadata modification of the object.
オブジェクトの最後のメタデータの変更の時間。
The time of last modification to the object.
オブジェクトへの最後の変更の時間。
Sets the time of last modification to the object. SETATTR use only.
最後の変更の時間をオブジェクトに設定します。SetAttrのみ使用してください。
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 [53] 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.
推奨される属性 "owner"と "owner_group"（そして "acl"属性内のユーザーとグループ）は、UTF-8文字列の観点から表されます。クライアントまたはサーバーで特定の基礎となる実装に関連する表現を回避するために、UTF-8文字列の使用が選択されました。RFC 2624 [53]のセクション6.1は追加の根拠を提供することに留意されたい。クライアントとサーバーには、ローカルストレージやエンドユーザーへのプレゼンテーションに使用される所有者およびowner_groupの独自のローカル表現があります。したがって、これらの属性がクライアントとサーバー間で転送されると、ローカル表現は "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は、両方で解釈できる一般的な構文に変換する機能を使用することができます。
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ている共通のフォーマットに変換し、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が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ている所有者属性の形式に変換されると、それらは、対応する各セキュリティプリンシパルに関連付けられているユーザを共通の形式で識別する。
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.
所有者とグループ文字列を解釈するために使用される翻訳は、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、様々な解決策を採用することができる。例えば、ローカル変換テーブルは、数値識別子をユーザ@ DNS_DOMAIN構文にマッピングするように調べることができる。翻訳を実行するためにネームサービスを使用することもできます。サーバは、翻訳なしで所有者および所有者および所有者の属性を格納することによって、所有者および所有者の属性を格納することによって、所有者および所有者の属性を格納することによって、限られた可能な文字列のセットを変換するだけであろう）によって制限されない一般的なサービスを提供することがある。翻訳が利用可能である場合のローカル表現の使用中に翻訳が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.
所有者およびowner_group属性のすべての可能な値をサポートしていないサーバーは、翻訳が表示されていないときにエラー（NFS4ERR_BADOWNER）が返されるはずです。オーナー、owner_group、またはACLのsetAttrに設定される値として、属性サーバーがSETATTR（ACL内の所有者およびグループの文字列についても同様に）の所有者またはowner_group値を受け入れると、対応するGetAttrが行われたときに同じ文字列を返すことが有望です。構成変更（文字列のマッピングからローカル表現への変更を含む）とILL構築された名前の翻訳（エイリアシングを含むもの）と、その約束を尊重することは不可能になる可能性があります。サーバーは、所有権に実際の変更が発生しなかった場合にこれらの属性がそれらの値を変更した状況を避けるために適切な努力を払うべきです。
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.
OWNER文字列の "dns_domain"部分は、dnsドメイン名、たとえばuser@example.orgであることを意味します。サーバーは、少なくとも1つのドメインに対して有効なユーザーのセット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なしのものとして扱うことがあります。サーバーが複数のドメインのユーザーを受け入れることができますが、セキュリティ制約の対象となるすべてのドメインの場合は、より一般的なサービスが提供されます。
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に翻訳が利用できない場合は、属性値が "@"なしで構築されます。したがって、所有者またはowner_group属性から@がないことは、送信者に翻訳が利用可能であり、属性の受信者がその文字列を翻訳の基礎として自らの内部形式に使用しないことを意味します。属性値を翻訳できないとしても、まだ役に立つ可能性があります。クライアントの場合、属性文字列は所有権のローカルディスプレイに使用できます。
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ビット符号なしユーザ識別子とグループ識別子とグループ識別子、主要な数値で構成されているユーザとグループとの互換性を高めるために、クライアントやサーバによる特別な解釈を与えることができるNFSV3との互換性を高くすることができる。それはそのようなサポートを提供することを選びます。受信機は、そのようなユーザまたはグループ文字列を、対応する数値を有するNFSv3 UIDまたはGIDによって表されるものと同じユーザを表すものとして扱うことができる。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を返すことがあります。このメカニズムを使用しないようにするために、ユーザーがすべての所有者とグループのすべての所有者とグループを数値形式で渡すことを避けるために、ユーザーまたはこれで指定された所有者の有効な翻訳がある場合は、サーバーがNFS4ERR_BADOWNERエラーを返す必要があります。仕方。その場合、クライアントは適切な名前の@ Domain文字列を使用する必要があります。互換性のための特別な形式ではありません。
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」を使用して、匿名ユーザを指定することができ、これは、通常の手段を介して所有者属性にマッピング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る。NFSV4.1のユーザーと実装は、そのアクセスが匿名ではない実際のユーザーを指定するために「誰も」を使用するべきではありません。
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 [16]. For general character handling and internationalization issues, see Section 14.
Case_insensive属性とcase_preving属性に関して、各UCS-4文字（UTF-8エンコード）はRFC 3454 [16]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、14節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で説明されているように、クライアントは属性の変更の通知の最小遅延を要求することができますが、サーバーはクライアント要求を無視することができます。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オペレーションを送信することで、サーバーがgetattrオペレーションを送信することで、サーバーが受け入れることで、事前に決定できます。クライアントがGET_DIR_DELEGATION操作を呼び出して属性変更通知を要求すると、サーバー提供の属性内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、クライアントにディレクトリの属性に通知する前に、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、ディレクトリ内のエントリを持つファイルオブジェクトに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、ファイルシステムによってどのレイアウトタイプがサポートされているかを示します。クライアントが新しいFSIDに遭遇すると、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ているFS_LAYOUT_TYPE属性の値を取得する必要があります。この属性は、サーバーによってサポートされているレイアウト型がクライアントのサポートされているレイアウト型と一致するかどうかを判断するためにクライアントによって使用されます。
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に対してレイアウトを保持すると、LAYOUT_ALIGNIGNT属性はそのファイルシステム上のI / Oのための優先アライメントを示します。可能であれば、クライアントは、Layout_alignment属性の倍数の倍数であるオフセットで読み書き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すると、LAYOUT_BLKSIZE属性はそのファイルシステム上のファイルへのI / Oの優先ブロックサイズを示します。可能であれば、クライアントは、LAYOUT_BLKSIZEの倍数の倍数であるCount引数を使用して読み取り操作を送信し、Layout_BLKSIZEの倍数の倍数のデータ引数を使用して操作を書きます。
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のためのメタデータサーバの選択に影響を与えるために、新しく作成されたファイルにlayout_hint属性（セクション3.3.19を参照）を設定することができます。可能であれば、この属性はオープン操作内の初期属性に設定されているものの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、ファイルのストライプ幅を提案するためにこれが使用されます。サーバー実装は、レイアウト内のどのフィールドを使用するかを決定します。
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、ファイルに使用可能なレイアウトタイプを一覧表示します。サーバーによって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、ファイルの特定のデバイス情報とそのレイアウトなど、I / Oを実行するために必要な情報を取得するためにレイアウト操作を使用します。
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、メタデータサーバーまたはデータサーバーに読み書き操作を送信するのが効率的である場合に、クライアントと通信するために使用されるサーバー提供のヒントです。記載されている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しきい値より小さい場合、データアクセスはメタデータサーバーに送信されます。I / O要求にI / Oサイズしきい値を下回る長さがある場合は、I / Oをメタデータサーバーに送信する必要があります。各しきい値タイプは、読み書きのために別々に指定されます。
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、ファイルの両方のタイプのしきい値を提供できます。ファイルサイズとI / Oサイズの両方が提供されている場合、クライアントは両方のしきい値に達するか、データサーバへの読み取りまたは書き込み要求を送信する必要があります。あるいは、指定されたしきい値のうちの1つだけを超えている場合は、I / O要求が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.
各しきい値タイプの場合、ゼロの値はメタデータサーバーに読み書きを送信しないことを示しますが、すべてのものの値はすべての読み書き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.
属性はファイルハンドルごとに利用可能です。現在のファイルハンドルがPNF以外の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FileHandleのファイルシステムを表す属性を返すべきです。この属性はオープン操作の一部として照会されることが示唆されています。動的システムの変更により、クライアントは特定の期間に対して属性が一定のままであると仮定しないでください。したがって、それは定期的にリフレッシュされるべきです。
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.
保存は、ファイルオブジェクトが、固定または無限の期間のために不変、未使用の、未知の状態に配置することができるという概念です。この「保持された」状態では、保持期間に達するまでファイルを状態から移動することはできません。
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と、保存はファイルのデータ、および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、このセクションに記載されている例外を備えた、必須、推奨、および名前付き属性のサブセットを含め、ファイルの他の任意のプロパティに保存を拡張することがあります。
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での保存をサポートまたはサポートできません。
The five retention attributes are explained in the next subsections.
5つの保持属性は次のサブセクションで説明されています。
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:
関連付けられているファイルに対して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の動作でのみ読み取り可能で、setAttrの操作によって変更されないでください（セクション5.5）。属性の値は次のもので構成されています。
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かどうかがファイルを保持する時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。配列が長さゼロの場合、開始の保存期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_INFINETと等しい場合、ファイルは一度保持が有効になっていると、無限の期間の間保持されます。
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.
（遅すぐに）RG_DURITIONがゼロの場合、RG_BEGIN_TIMEは長さがゼロになり、再度保持が有効になっていません。
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:
この属性は、保存期間を設定し、オプションで関連するファイルオブジェクトの保存を有効にするために使用されます。この属性はSETATTRの動作を介してのみ変更可能で、GetAttr操作によって取得しないでください（5.5項）。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ています。
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. The enabling of retention MUST NOT prevent the enabling of event-based retention or the modification of the retention_hold attribute.
クライアントがRS_ENABLEをtrueに設定した場合、サーバーの現在の時刻と日付から開始する保持時間の開始時刻を持つファイルオブジェクトでの保存を有効にしています。RS_DURATION配列が長さ1の場合、保持期間も提供できます。デュレーションは、保持時間の開始時からの時間（秒）、ret4_duration_infiniteに設定されている場合、ファイルは永久に保持されます。このSESATTRまたは以前のSETATTRのいずれかで期間が指定されていない場合は、デフォルトはゼロ秒に割り当てられます。サーバは、ACE4_WRITE_RETこの権限に基づいて、保持の有効化または保持期間を制限することができる。保存の有効化は、イベントベースの保存の有効化またはretention_hold属性の変更を妨げてはいけません。
The following rules apply to both the retention_set and retentevt_set attributes.
次の規則は、retention_set属性とretentevt_set属性の両方に適用されます。
* As long as retention is not enabled, the client is permitted to decrease the duration.
* 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することができます。
* 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.
* 保持が有効になっていても、期間は常に等しい値に設定できます。一度保持が有効になっていると、実際の期間（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）が、期間が設定されていない限り、常にゼロにカウントダウンされています（1秒あたり1秒間）、ret4_duration_infinite。したがって、クライアントが保持が有効になっているファイル上の期間を正確に拡張することは不可能であろう。
* While retention is enabled, attempts to disable retention or decrease the retention's duration MUST fail with the error NFS4ERR_INVAL.
* 保存が有効になっている間は、保存期間を無効にしたり、保存期間を削減しようとしました。
* 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.
* retention_setまたはretentevt_setを変更しようとしたプリンシパルがACE4_WRITE_RETENTION権限を持っていない場合、その試行は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、有効になっている場合、イベントベースの保存期間はファイルオブジェクトの時刻を開始します。この属性はretention_getのようなものですが、イベントベースの保持を参照します。イベントベースの保存をトリガーするイベントは、NFSV4.1仕様によって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でイベントベースの保存を有効にします。この属性はretentevt_getに対応しており、retention_setのようなものですが、イベントベースの保持を参照します。イベントベースの保持が設定されている場合は、イベントベースの保存期間が設定されていてもファイルを保持する必要があります。イベント以外の保存期間に達しました。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もファイルを保持する必要があります。イベントベースの保存期間に達しました。サーバーは、ACE4_WRITE_RETこのACL権限に基づいて、イベントベースの保持の有効化またはイベントベースの保存期間を制限することができます。イベントベースの保存の有効化は、イベントベースの保存期間の有効化またはretention_hold属性の変更を妨げてはいけません。
Gets or sets administrative retention holds, one hold per bit position.
管理保持保持を取得または設定し、ビット位置ごとに1つの保持します。
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.
この属性により、1対64の管理者が属性に1つずつ保持されます。retension_holdがゼロではない場合、有効なイベントまたは非イベントベースの保存期間に到達した期間に達しても、ファイルは削除、名前変更、または変更されてはいけません。サーバは、ACE4_WRITE_RETENTION_HOLE ACL権限に基づいて、retention_holdの変更を制限することができる。管理保持の有効化は、イベントベースまたは非イベントベースの保持の有効化を妨げません。
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を変更しようとしたプリンシパルにACE4_WRITE_RETENTION_HELS_HELS権限がない場合は、NFS4ERR_ACCESSでは試行が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」、「MODE_SET_MASKED」のファイル属性とその対話について説明します。ファイル属性はファイルシステムオブジェクトに適用される場合があります。
ACLs and modes represent two well-established models for specifying permissions. This section specifies requirements that attempt to meet the following goals:
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。
* If a server supports the mode attribute, it should provide reasonable semantics to clients that only set and retrieve the mode attribute.
* サーバーがMODE属性をサポートしている場合は、MODE属性を設定および取得するクライアントに合理的なセマンティクスを提供する必要があります。
* If a server supports ACL attributes, it should provide reasonable semantics to clients that only set and retrieve those attributes.
* サーバーがACL属性をサポートしている場合は、それらの属性を設定および取得するクライアントに合理的なセマンティクスを提供する必要があります。
* 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.
* MODE属性をサポートするサーバー上で、ACL属性は、継承または明示的にオブジェクトに設定されていない場合、動作は従来のUNIXのような動作になります。
* On servers that support the mode attribute, if the ACL attributes have been previously set on an object, either explicitly or via inheritance:
* MODE属性をサポートするサーバー上で、ACL属性が以前にオブジェクトに設定されている場合は、明示的にまたは継承を介して次のように設定されています。
- 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と、OWNER、OWNER_GROUPなどのREAD、WRITE、EXECUTEの従来のUNIX様の権限を効果的に制御する必要があります。
- 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.
- モード属性のみを設定すると、合理的なセキュリティを提供する必要があります。たとえば、000モードを設定するには、以前に存在しているか継承されたACLに関係なく、任意のプリンシパルによるOpen4_Share_access_ReadまたはOpen4_Share_access_Writeの将来のオープン操作が確実に失敗するのに十分なはずです。
* 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.
* NFSV4.1は、モードおよびACL属性に関する異なるセマンティクスを導入することができますが、以前に既存の実装を無効にしません。さらに、このセクションでは、以前の実装とそれらの周囲の議論に基づく明確化を説明します。
* 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.
* 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上で、サーバーは2つを互いに一貫して保持しなければなりません。MODE属性の値（セクション6.2.4で説明されている3つの上位ビットを除く）はACLの値によって完全に決定されなければならず、そのためモードの使用は設定以外のものには必要ありません。3つの高次ビット正確な要件については6.4.1項を参照してください。
* 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.
* モード属性がオブジェクトに設定されている場合は、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。これには、継承、監査、およびアラームACEの情報、および新しいモードと競合しない権限と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の配列（ACE）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することができますが、サーバーはACLを使用してアクセス制御を実行します。クライアントは、データやメタデータを変更または読み取ることなくアクセスを確認するためにオープンまたはアクセス操作を使用できます。
The NFS ACE structure is defined as follows:
NFS ACE構造体は次のように定義されています。
typedef uint32_t acetype4;
typedef uint32_t ateratype4。
typedef uint32_t aceflag4;
typedef uint32_t acflag4;
typedef uint32_t acemask4;
typedef uint32_t a atemask4;
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.
要求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「誰」を持つACESのみが考慮されます。各ACEは、リクエスタ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。ビット（下記参照）がACCESS_ALLOWED_ACEによって許可されたら、後のACEの処理では考慮されなくなりました。要求者のアクセスがまだACEの「access_mask」と共通のビットがまだ未許可されていない場合にaccess_denied_aceが見つかった場合、要求は拒否されます。ACLが完全に処理されると、許可または拒否されていないリクエスタのマスクにビットがある場合は、アクセスが拒否されます。
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.
ALLY ACEタイプとは異なり、アラームと監査ACEタイプはリクエスタのアクセスには影響しません。代わりに、リクエスタのアクセス試行の結果としてイベントをトリガするためのものです。したがって、監査およびアラームACEは、処理が許可され、ACEを拒否した後にのみ処理されます。
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モデルはかなり豊富です。一部のサーバープラットフォームは、UNIXスタイルモード属性を超えてアクセス制御機能を提供できますが、NFS ACLモデルと同じくらい豊富ではありません。ユーザーがこのより限ら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属性をサポートできます。サーバーは、実際に保存または適用しているACLが設定されたNFSv4 ACLと少なくとも厳密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型セットの外側にあるACLを拒絶することによってこれを達成することを魅力的です。しかしながら、そのようなアプローチは、サーバのマッピングに関する特別なクライアント側の知識なしにACLを使用できなくなる可能性があり、これは一般的なNFSV4 ACLプロトコルを有することの目的を軽減する。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できるすべてのACLを受け入れる必要があります。これを達成するのを助けるために、サーバーは、サポートされていない権限ビットの場合、ビットが許可されていないか、またはACLによって拒否されたルールに特別な例外を作成することができます。たとえば、UNIXスタイルのサーバーは、ACLがそれらの権限を明示的に許可しない場合でも、読み取り属性のアクセス許可を静的に許可することを選択できます。 （明示的に属性を読み取る許可を拒否するACLは依然として拒否されるべきです。）
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.
状況は、サーバーがACLを強制する複数のモジュールを持つことができるという事実によって複雑です。たとえば、NFSV4.1アクセスの執行は、ローカルアクセスの執行、両方とは異なる場合があります。また、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ための執行とは異なります。したがって、すべてのモジュールがそれをサポートできるわけではなく、サーバーがACLを受け入れるのに役立ちます。
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アクセスに関するガイド原則は、サーバーが本当に制限的なものよりも制限的なファイルにアクセスするように見えるACLを受け入れてはいけません。
The constants used for the type field (acetype4) are as follows:
TYPEフィールド（ATERATYPE4）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.
DACL属性で使用できるのは許可され拒否されたビットのみが使用され、監査ビットとアラームビットのみがSACL属性で使用できます。4つすべてがACL属性で許可されています。
+==============================+==============+=====================+
| 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. |
+------------------------------+--------------+---------------------+
Table 6
表6.
The "Abbreviation" column denotes how the types will be referred to throughout the rest of this section.
「略語」列は、このセクションの残りの部分を通してタイプの種類をどのように参照するかを示します。
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:
サーバーは上記のすべてのACEタイプ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どのACEタイプがサポートされているかを示します。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.
許可または拒否ACEタイプをサポートするサーバーは、ALLY ACEタイプと拒否の両方をサポートする必要があります。
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受けていない限り、クライアントはACEを設定しようとしないでください。保存できないACEを設定する要求を受信した場合は、NFS4ERR_ATTRNOTSUPPを使用して要求を拒否する必要があります。サーバーが保存できるが適切でできないACEを設定する要求を受け取ると、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。
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.
いずれかのACL属性のサポートはオプションです（推奨されています）。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は、新しいACL属性を使用してサポートしているすべてのACEタイプにアクセスする必要があります。言い換えれば、そのようなサーバーがACEを許可または拒否している場合は、DACL属性をサポートしており、監査またはアラームACESをサポートしている場合はSACL属性をサポートしている必要があります。
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.
いくつかのマスクは、例えば、ACE4_READ_DATAおよびace4_list_directoryなどの一致値を持ちます。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と共に使用されることを意図していますが、ACE4_READ_DATA、ACE4_WRITE_DATA、およびACE4_APPEND_DATAは、ディレクトリ以外のオブジェクトで使用されることを目的としています。
ACE4_READ_DATA
ACE4_READ_DATA
Operation(s) affected: READ
操作の影響を受ける：読み取り
OPEN
開いた
Discussion: Permission to read the data of the file.
ディスカッション：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 ACCESS MASKビットのみが許可されている場合にファイルのデータを読み取る機能をユーザーに許可する必要があります。
ACE4_LIST_DIRECTORY
ACE4_LIST_DIRECTORY
Operation(s) affected: READDIR
操作の影響を受けた操作：ReadDir
Discussion: Permission to list the contents of a directory.
ディスカッション：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: WRITE
操作の影響を受ける：write.
OPEN
開いた
SETATTR of size
サイズのsetAttr
Discussion: Permission to modify a file's data.
ディスカッション：ファイルのデータを変更する権限。
ACE4_ADD_FILE
ACE4_ADD_FILE
Operation(s) affected: CREATE
操作の影響を受ける：創造
LINK
リンク
OPEN
開いた
RENAME
ren ren
Discussion: 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.
ディスカッション：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、作成操作は影響を受けます。（NF4DIRはACE4_ADD_SUBDIRECTORYでカバーされているため、リストされていません。）通常のファイルを作成するために使用されると、開くことは影響を受けます。リンクと名前の変更は常に影響を受けます。
ACE4_APPEND_DATA
ale4_append_data
Operation(s) affected: WRITE
操作の影響を受ける：write.
OPEN
開いた
SETATTR of size
サイズのsetAttr
Discussion: 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.
ディスカッション：ファイルのデータを変更する機能は、EOFからだけ開始されます。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ACE4_WRITE_DATAを拒否することで、Append-Onlyファイルの概念を可能にします。ファイルが上記のようなACLを持ち、EOF以外の方法で書き込み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。
ACE4_ADD_SUBDIRECTORY
ACE4_ADD_SUBDIRECTORY
Operation(s) affected: CREATE
操作の影響を受ける：創造
RENAME
ren ren
Discussion: Permission to create a subdirectory in a directory. The CREATE operation is affected when nfs_ftype4 is NF4DIR. The RENAME operation is always affected.
ディスカッション：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、作成操作は影響を受けます。名前の変更操作は常に影響を受けます。
ACE4_READ_NAMED_ATTRS
ACE4_READ_NADED_ATTRS.
Operation(s) affected: OPENATTR
操作の影響を受ける：Openattr.
Discussion: 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.
ディスカッション：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を作成するために使用されない場合に影響を受けます。これは1）CreatectIRがtrueですが、名前付き属性ディレクトリは既に存在する、または2）Createctirがfalseです。
ACE4_WRITE_NAMED_ATTRS
ACE4_WRITE_NADED_ATTRS.
Operation(s) affected: OPENATTR
操作の影響を受ける：Openattr.
Discussion: 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.
ディスカッション：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は、名前付き属性ディレクトリを作成するために使用されるときに影響を受けます。これはCreatectir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よって異なります。したがって、名前付き属性ディレクトリを作成するために、ユーザーはACE4_READ_NADED_ATTRS権限を必要とします。
ACE4_EXECUTE
ACE4_EXECUTE
Operation(s) affected: READ
操作の影響を受ける：読み取り
OPEN
開いた
REMOVE
削除する
RENAME
ren ren
LINK
リンク
CREATE
創造する
Discussion: Permission to execute a file.
ディスカッション：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 ACCESS MASKビットのみが許可されている場合にファイルのデータを読み取る機能をユーザーに許可する必要があります。内容を読むことなくファイルを実行する方法がないためです。読み取り操作を許可するように決定するときは、サーバーはICE4_EXECUTEおよびACE4_READ_DATAビットを同じように扱うことができますが、2ビットをACLで独立して設定することもできます。アクセス操作に返信するときにそれらを区別する必要があります。特に、サーバーは、他方が設定されているときに2ビットのうちの1つを静かにしてはいけません。これにより、クライアントが読み取りアクセス許可と実行許可の間の区別を正しく適用できなくなります。
As an example, following a SETATTR of the following ACL:
例として、次のACLのSETATTRに従って：
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は次のように返されます。
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: LOOKUP
操作の影響を受けた：ルックアップ
Discussion: Permission to traverse/search a directory.
ディスカッション：ディレクトリをトラバース/検索する権限。
ACE4_DELETE_CHILD
ACE4_DELETE_CHILD
Operation(s) affected: REMOVE
操作の影響を受ける：削除します
RENAME
ren ren
Discussion: 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.
ディスカッション：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およびACE4_DELETE_CHILD INTORACTについては、6.2.1.3.2項を参照してください。
ACE4_READ_ATTRIBUTES
ACE4_READ_ATTRIBUTES
Operation(s) affected: GETATTR of file system object attributes
操作の影響を受ける：ファイルシステムオブジェクト属性のgetAttr
VERIFY
確認
NVERIFY
n n
READDIR
readdir.
Discussion: 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.
ディスカッション：ファイルの基本属性（ACL以外）を読み取る機能。UNIXシステムでは、基本属性をSTATレベル属性として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を実行できることを意味します。READDIRオペレーションが属性を要求した場合、READDIRが成功するためにこのマスクを許可する必要があります。
ACE4_WRITE_ATTRIBUTES
ACE4_WRITE_ATTRIBUTES
Operation(s) affected: SETATTR of time_access_set, time_backup,
操作の影響を受ける：setAttrのtime_access_set、time_backup、
time_create, time_modify_set, mimetype, hidden, system
time_create、time_modify_set、mimeType、非表示、システム
Discussion: 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.
ディスカッション：ファイルまたはディレクトリに関連付けられている時間を任意の値に変更する権限。MimeType、非表示、およびシステム属性を変更する権限もあります。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ている時間を現在のサーバー時間に設定することを許可されます。
ACE4_WRITE_RETENTION
ACE4_WRITE_RETENTER.
Operation(s) affected: SETATTR of retention_set, retentevt_set.
操作の影響を受ける：retention_setのsetAttr、retentevt_set。
Discussion: 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.
議論：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。イベントおよび非イベントベースの保存を有効にする権限。ACE4_WRITE_ATTRIBUTESの設定がACE4_WRITE_RETENTIONを許可するようにサーバーが動作します。
ACE4_WRITE_RETENTION_HOLD
ale4_write_retention_hold.
Operation(s) affected: SETATTR of retention_hold.
操作の影響を受けた：retention_holdのsetAttr。
Discussion: Permission to modify the administration retention holds. A server MAY map ACE4_WRITE_ATTRIBUTES to ACE_WRITE_RETENTION_HOLD.
議論：管理維持管理を変更する権限。サーバーはACE4_WRITE_ATTRIBUTESをACE_WRITE_RETENTIONS_HOLD_HOLSをマッピングすることができます。
ACE4_DELETE
ACE4_DELETE
Operation(s) affected: REMOVE
操作の影響を受ける：削除します
Discussion: Permission to delete the file or directory. See Section 6.2.1.3.2 for information on ACE4_DELETE and ACE4_DELETE_CHILD interact.
ディスカッション：ファイルまたはディレクトリを削除する権限。ACE4_DELETEおよびACE4_DELETE_CHILD INTORACTについては、6.2.1.3.2項を参照してください。
ACE4_READ_ACL
ACE4_READ_ACL
Operation(s) affected: GETATTR of acl, dacl, or sacl
影響を受ける操作：ACL、DACL、またはSACLのGETATTR
NVERIFY
n n
VERIFY
確認
Discussion: Permission to read the ACL.
議論：ACLを読む許可。
ACE4_WRITE_ACL
ACE4_WRITE_ACL
Operation(s) affected: SETATTR of acl and mode
操作の影響を受ける：ACLとモードのSETATTR
Discussion: Permission to write the acl and mode attributes.
ディスカッション：ACL属性とモード属性を書き込む権限。
ACE4_WRITE_OWNER
ACE4_WRITE_OWNER
Operation(s) affected: SETATTR of owner and owner_group
操作の影響を受ける：所有者とowner_groupのsetAttr
Discussion: Permission to write the owner and owner_group attributes. On UNIX systems, this is the ability to execute chown() and chgrp().
ディスカッション：所有者およびowner_group属性を書く権限。UNIXシステムでは、これがchown（）とchgrp（）を実行する機能です。
ACE4_SYNCHRONIZE
ACE4_SYNCHONIZE
Operation(s) affected: NONE
操作の影響を受ける：なし
Discussion: 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.
ディスカッション：ファイルオブジェクトをプロセス間通信用の同期プリミティブとして使用する権限。この権限は、クライアントに代わってNFSV4.1サーバーによって適用または解釈されません。
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_SYNCHONIZE権限は、ローカルファイルシステム、すなわちNFSv4.1を介してアクセスされてい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などのいくつかのオペレーティング環境がACE4_SYNCRONIZEを使用することです。
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、クライアントがローカルファイルシステムからNFSV4.1サーバーに設定されているファイルをコピーし、後でファイルをNFSV4.1サーバーからローカルファイルシステムにコピーします.ACE4_Synchronizeがあった場合元のファイルに設定されている場合、クライアントは2番目のコピーに設定されます。NFSV4.1サーバーにACE4_SYNCHONSINIZEビットを設定する手段がない限り、最初のコピーには許可セットはありません。NFSV4.1サーバーにACE4_SYNCHONSINIZEビットを取得するための手段がない限り、2番目のコピーには許可セットはありません。
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 [17]. 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によって暗示されている制御の粒度を提供する必要はありません。たとえば、POSIXベースのシステムは、ACE4_APPEND_DATA（ファイルに追加する機能）をACE4_WRITE_DATA（既存のコンテンツを変更する機能）を区別することはできません。どちらのマスクも単一の「書き込み」許可に結び付けられます[17]。そのようなサーバがクライアントに属性を返すと、書き込み権限が有効になっている場合に限り、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要求を受信した場合は、以前に説明されているEXECUTEおよびREADの場合を除いて、より制限されたアクセスの方向にERRを実行してください。たとえば、前の段落で説明されているように、サーバーが新しいデータを追加するのを区別できないとします。ACE4_APPEND_DATAが設定されていますが、ACE4_WRITE_DATAが設定されていないACE ACEを送信する場合（またはその逆）、サーバーはACE4_APPEND_DATAをオフにするか、またはNFS4ERR_ATTRNOTSUPPで要求を拒否します。
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BITSは、オブジェクト自体のACE4_DELETE（ "ターゲット"）およびinconsedディレクトリのACE4_DELETE_CHILD（「親」）を統括します。
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.
多くのシステムはまた、ディレクトリ上の「スティッキビット」（MODE4_SVTX）を取り出して、ターゲットまたは親のいずれかを所有するユーザにのみリンクします。いくつか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よっても依存します。
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.)
ace4_deleteがターゲットで許可されている場合、サーバーはリンクリンクを許可する必要があります。（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てもこれは当てはまります。）
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が明示的に上記のいずれかを明示的に許可または拒否しない場合、およびMODE4_SVTXが親に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、サーバーは削除を許可する必要があります。MODE4_SVTXが設定されている場合、サーバーは、除去者が親またはターゲットのいずれかを所有するように要求することもできます。
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、サーバーは伝統的なUnix様のセマンティクスに近いものをサポートし、ACE4_ADD_FILEが書き込みビットの場所を取得します。
The bitmask constants used for the flag field are as follows:
Flag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と正確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フラグと実装定義フラグとの間のマッピングを定義することができます。
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セットを使用してACEを設定しようとするが、ACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACEを設定しようとしているとします。サーバーがACL継承の形式を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、サーバーは要求を拒否します（すなわち、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必要がある）。サーバーはまた要求を受け入れ、ace4_directory_inherit_aceフラグを静止している可能性があります。
ACE4_FILE_INHERIT_ACE Any non-directory file in any sub-directory will get this ACE inherited.
ACE4_FILE_INHERIT_ACE任意のサブディレクトリ内のディレクトリー以外のファイルが継承されます。
ACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACE Can be placed on a directory and indicates that this ACE should be added to each new directory created.
ACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACEはディレクトリに配置でき、このACEを作成した各ディレクトリに追加する必要があることを示します。
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.
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に設定されている場合、ACLを設定しようとした操作はNFS4ERR_ATTRNOWPP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_PROPAGAT_INHERIT_ACEは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必要があることをサーバーに指示します。
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は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。このビットセットを使用してACEを許可および拒否するディレクトリへのアクセスには影響しません。このビットセットを使用した監査とアラームACEはログまたはアラームイベントをトリガしません。そのようなACEは、ACE4_FILE_INHERIT_ACEおよびACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACEフラグによって指定されたように、それらが（このビットクリアされた）ファイルおよびディレクトリーに適用されると（このビットがクリアされた）ことだけを有効にします。
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、ale4_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_ATTRNOWPPで失敗する必要があります。
ACE4_SUCCESSFUL_ACCESS_ACE_FLAG and 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_SUCCESSFUR_ACCESS_ACE_FLAGとACE4_FAILED_ACCESS_ACE_FLAG ACE4_SUCCESSFUL_ACCESS_ACES_FLAG（成功）とACE4_FAILED_ACCESS_ACE_FLAG（故障）フラグビットは、ACE4_SYSTEM_AUDIT_ACE_AACE_TYPE（監査）およびACE4_SYSTEM_ALARM_ACE_TYPE（ALARM）ACEタイプでのみ設定できます。ファイルのACLの処理中に、サーバーは、オープンを試みるプリンシパルと一致する監査またはアラームACEに遭遇し、その事実、および監査またはアラームで発生した成功と失敗のフラグの有無を示します。エース。サーバーがACL処理を完了すると、操作が成功または失敗した場合は注意してください。操作が成功した場合、一致する監査またはアラームACEに成功フラグが設定されている場合は、適切な監査またはアラームイベントが発生します。操作に失敗した場合、および障害のあるフラグが一致する監査またはアラームACEに設定された場合、適切な監査またはアラームイベントが発生します。成功または失敗のどちらかまたは両方を設定することができますが、どちらに設定されていない場合、監査またはアラーム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を返す場合でもアクセス動作に適用されます。監査とアラームの目的のために、要求されサポートされたビットを返すことができない場合は、アクセス動作を「失敗」になると見なします。
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 Windowsで定義されているUNIXまたはグループアカウントで定義されているグループを「Who」と参照することを示します。クライアントとサーバーは、ACEのACE4_IDENTIFIER_GROUPフラグを6.2.1.5項で概説されている特殊識別子の1つに等しい値を指定して、ACES上の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_INHERTITED_ACEこのACEが親ディレクトリから継承されていることを示します。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属性でこのビットをクリアする必要があります。DACL属性とSACLの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またはプリンシパルを指定する識別子です。これは、ユーザーまたはグループを参照することがあります。これを指定するフラグビットACE4_IDENTIFIER_GROUP。
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、普遍的に理解される必要があるいくつかの特別な識別子がある。NFSクライアントがサーバーにアクセスしたが、ローカルプロセスがファイルにアクセスしたときに意味を持つ場合には、これらの識別子の一部を理解できません。サーバー上のアクセスメソッドが識別子を理解していなくても、これらの権限を表示および変更する機能は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 7
表7.
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追加された "@"によって区別され、 "xxxx @"の形式（ "@"の後にドメイン名がない）に表示されるべきです（例えば、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.
ACE4_IDENTIFIER_GROUPフラグは、これらの特別な識別子を持つエントリでは無視されなければなりません。これらの特別な識別子を使用してエントリを符号化するときは、ace4_identifier_groupフラグをゼロに設定する必要があります。
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.
「皆@」がUNIXの「その他」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、定義によって、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。「皆さん@」は、所有者または所有グループを含むすべての人が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属性のようなものですが、DACLはACEを許可して拒否するだけです。DACL属性は自動継承をサポートしています（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属性のようなものですが、SACLでは監査とアラームACEを使用できます。SACL属性は自動継承をサポートしています（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。以下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.
BITS MODE4_RUSR、MODE4_WUSR、およびMODE4_XUSRは、所有者属性で識別されているプリンシパルに適用されます。BITS MODE4_RGRP、MODE4_WGRP、およびMODE4_XGRPは、owner_group属性で識別されたプリンシパルに適用されますが、所有者属性では識別されません。BITS MODE4_ROTH、MODE4_WOTH、およびMODE4_XOTSは、所有者属性のそれと一致しないプリンシパルに適用され、owner_group属性のグループが一致するグループがありません。
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、このプロトコルによって定義されていません。サーバーは、getAttrまたはReadDir操作で上で定義したもの以外のビットを返してはなりません。
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、他のビットを変更することなく、モード属性の個々のビットを設定またはリセットできるようにするライトオンリー属性です。それは、例えば、許可に費やされる9つの下位モードビットのいずれかを変更しながら、変更されるべきビットMODE4_SUID、MODE4_SGID、およびMODE4_SVTXを変更することを可能にする。
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.
そのような場合には、9つの下位ビットが変更されずに変更されていないため、6.4.1項で説明したようにACL属性もDACL属性も自動変更する必要があります。
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MODE4の形で2つの単語で構成されています。最初に現在のモード値に適用される値と2番目のものはマスクで構成されています。マスクワード内の1つに設定されているビットだけがファイルのモードで変更（設定またはリセット）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。マスク内でゼロのビットに対応する最初の単語のビットは無視され、未定義のビットが有効性がチェックされ、以下に説明するようにNFS4ERR_INVALになる可能性がある。
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。作成またはオープン操作で使用されている場合、サーバーはNFS4ERR_INVALを返す必要があります。
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.
モード属性で有効で定義されていないビットは、mode_set_masked属性のどちらのワードでも無効です。SETATTRのそのようなビットが1つに設定されている場合、サーバーはNFS4ERR_INVALを返す必要があります。モードとMODE_SET_MASKED属性が両方とも同じSETATTRで指定されている場合、サーバーもNFS4ERR_INVALを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、将来のセクション、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、6.2.1項に記載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判断します。ただし、ACLはアクセスの唯一の決定ビルではない可能性があります。例えば：
* 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.
* 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がそれを許可していてもサーバは書き込みアクセスを拒否することがあります。
* 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.
* サーバー実装は、ACLを変更するための有効な方法がないという状況が発生しないことを防ぐために、ACE4_WRITE_ACLおよびACE4_READ_ACL権限を付与することができます。
* 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).
* すべてのサーバーは、実行権限のみが許可されたときに（つまり、ACLがACLがユーザーを拒否し、ユーザーACE4_EXECUTEを許可する場合、ユーザーがユーザーがユーザーがユーザーがユーザーが読み取ることを許可することをユーザーに読み取ることができます。ファイルの）
* 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.
* 多くのサーバーは、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オーバーライドすることを許可されている所有者のオーバーライドの概念を持っています。たとえば、ユーザーがアクセス許可が変更されたオープンファイルへのアクセスを継続できるようにするために役立ちます。
* 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.
* 多くのサーバーは、通常のユーザーを超えた特権を持つ「スーパーユーザー」の概念を持っています。スーパーユーザーは、ACLによって許可されない方法でデータまたはメタデータを読み書きすることができます。
* A retention attribute might also block access otherwise allowed by ACLs (see Section 5.13).
* 保持属性は、ACLによってそうでなければ許可されているアクセスをブロックすることもあります（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ってはいけませんが、むしろアクセスチェックを行うためにオープン操作とアクセス操作を使用してください。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が許可されているかどうかをサーバーに決定した結果に行動することができます。
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.
クライアントは、サーバーがそれを執行しないにもかかわらず、オブジェクトのACLが特定のアクセスを定義する状況に注意する必要があります。一般に、特にこれらの状況では、クライアントはACLによって定義されたアクセスの執行においてその部分をする必要があります。これを行うために、クライアントは、ユーザまたはアプリケーションがアクセス要求されたアクセスを許可されるべきかどうかを判断するために、ユーザまたはアプリケーションの要求を処理する前に適切なアクセス動作を送信することができる。ACLがサーバーが執行していないアクセスを定義できる例については、6.3.1.1項を参照してください。
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.
次の方法を使用して、ACLに基づいてMODE4_R *、MODE4_W *、およびMODE属性のMODE4_X *ビットを計算することができます。
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.
まず、特別な識別子の所有者@、Group @、およびhveryn @のそれぞれについて、ACLを順番に評価し、識別子@および検討中の識別子の識別子のACEを許可および拒否します。評価結果は、どのビットがその識別子に許可されているかを正確に示す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、計算されたマスクを所有者@、Group @、およびhomeing @に、それぞれユーザー、グループ、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が対応するマスクに設定されている場合に限り、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. ACE4_WRITE_DATAとACE4_APPEND_DATAが両方とも対応するマスクに設定されている場合に限り、書き込みビット（MODE4_WUSR、MODE4_WGRP、またはMODE4_WOTH）を設定します。
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限り、EXECUTE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は、名前付きユーザーとグループとグループビット（MODE4_RGRP、MODE4_WGRP、およびMODE4_XGRP）に許可されているビットも追加します。
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.)
ファイルのグループのメンバーが許可されているように見えるように見えたファイルのグループのメンバーが拒否されたユーザーを混乱させることがわかっているため、実装はこれを行うことができませんでした。（拒否ACEの存在はそのような行動をもたらすかもしれませんが、ACEの拒否はよりめったに使用されると予想されます。）
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.
モードをフェッチするときに見られるのと同じユーザーの混乱も、モードの設定が所有者、グループ、およびその他のユーザーに対する権限を効果的に制御しない場合に発生します。これは以下の要件のいくつかをやる気にしています。
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_ * OTSビットを「所有者@」、「GROUP @」、および「皆さん@」の項目を持つACESと認識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、およびモードの属性を要求するか、またはACLだけであるかどうかを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、6.3.2項のメソッドで多くのものがあります。多くの要件はこのセクションを参照しています。ただし、メソッドには「SOUP」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.
サーバーがSACLまたはDACL属性をサポートしている場合は、ACL属性に加えて、サーバーはDACLまたはSACL属性と同時にACL属性を設定する要求に失敗する必要があります。与えられるエラーはNFS4ERR_ATTRNOTSUPPです。
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.
モード属性が設定されているため、またはMODE_SET_MASKED属性が設定されているため、またはMODE_SET_MASKED属性が設定されているため、9つの下位モードビットのいずれかが変更され、MASKが9つの下位モードビットから1つ以上のビットを含め、ACL属性が含まれているためです。明示的に設定され、ACL属性とDACL属性はそれらのビットの更新された値に従って変更されなければなりません。前後のビットの値が以前と同じように設定された後も同じであっても、これが起こらなければなりません。
Note that any AUDIT or ALARM ACEs (hence any ACEs in the sacl attribute) are unaffected by changes to the mode.
モードへの変更による監査またはアラームACE（したがって、任意のACE）は影響を受けません。
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:
アクセス許可ビットが変更される場合は、6.3.2項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 *）をもたらすように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属性も変更する必要があります。
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は、所有者@とholider @以外のACLに明示的にリストされているエンティティは、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は、所有者@およびhomeone @以外のACLに明示的にリストされているエンティティは、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. MODE4_XGRPが設定されていない場合は、所有者@およびhervery @以外のACLに明示的にリストされているエンティティがACE4_EXECUTEを付与しないでください。
Access mask bits other than those listed above, appearing in ALLOW ACEs, MAY also be disabled.
上記のもの以外のアクセスマスクビットは、ACEを許可することもできます。
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 SETを持つACEは、ACL自体のアクセス許可には影響しません。また、タイプ監査とアラームのACEを実行しません。そのため、ACL属性を変更するときにこれらのACEを変更しなくなる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を支持して、ACLとDACLを廃棄することで、要件を満たすことができ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を保存することが好ましいです。ACLを破棄すると、MODE属性を使用して作成されたファイルがACLを継承するのに効果的に不可能です（セクション6.4.3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、モードまたはMODE_SET_MASKED属性を設定しない場合、モードの許可ビットはACLから派生する必要があります。この場合、ACL属性は指定されているとおりに設定する必要があります。MODE属性の9つの下位ビット（MODE4_R *、MODE4_W *、MODE4_X *）は、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）は変更されていないはずです。
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.
どちらのモード（MODE属性またはmode_set_masked属性のいずれかを使用する場合）と同じ操作でACLまたはDACL属性の両方を設定する場合、属性をこの順序で適用する必要があります。モード（またはmode_set_masked）、次にACL。MODE関連属性は指定されているとおりに設定されてから、ACL属性が指定されているとおりに設定され、6.4.1.2項で説明したように、最終モードを変更します。
This section applies only to servers that support both the mode and ACL attributes.
このセクションは、モード属性とACL属性の両方をサポートするサーバーにのみ適用されます。
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では、「ACLのないオブジェクト」の概念がある場合があります。つまり、モード属性に従ってすべての権限が付与され、そのオブジェクトにACL属性が保存されていないことを意味します。そのようなサーバーに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。つまり、返されるACLは、6.3.2項で説明されているように、モード属性の9つの下位ビット（MODE4_R *、MODE4_W *、MODE4_X *）を表す必要があります。
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.
他のサーバー実装では、ACL属性はすべてのオブジェクトに対して常に存在します。そのようなサーバーは、モード属性の少なくとも3次ビット（MODE4_SUID、MODE4_SGID、MODE4_SVTX）を保存する必要があります。サーバーが要求された場合はモード属性を返し、モードの下位9ビット（MODE4_R *、MODE4_W *、MODE4_X *）が、6.3.2項のメソッドを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は、親ディレクトリ上のACL属性を使用して、新しく作成されたオブジェクトの最初のACL属性を計算できます。これはこのセクション内の継承ACLと呼ばれます。親ディレクトリのACLのACEに基づく継承ACLに1つ以上のACEを追加する行為は、このセクション内のACEを継承すると呼ばれます。
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、MODE属性とACL属性の有無に応じて、CREATE AND OPENの動作が何であるかを標準化する必要があります。
1. If just the mode is given in the call:
1. モードだけが呼び出しで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、継承は行われるべきであるが、6.4.1.1項で説明されているように継承されたACLにモードを適用する必要があり、それによってACLを修正する必要があります。
2. If just the ACL is given in the call:
2. ACLが呼び出しに与えられたら：
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.
この場合、継承は行われてはいけません、そして作成または開いているACLは変更なしで設定され、6.4.1.2項のようにモードが変更されます。
3. If both mode and ACL are given in the call:
3. コールにモードと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、継承は行われてはいけません、そして両方の属性は6.4.1.3項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. どちらのモードもACLも呼び出しで指定されていない場合
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.
初期属性なしでオブジェクトが作成されている場合、例えば、Open4_CreateのOpenType4とexclusive4のCreateMode4を使用したオープン操作では、継承は行われるべきではありません（exclusive4_1はそれがCreateMode4のより良い選択であることに注意してください）。初期属性を許可します）。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ための権限を設定する必要があります。適切なクライアントは後続のSESATTR操作で目的の属性を設定し、その操作を許可しても、オブジェクトが作成された権限に関係なく、サーバーはその操作を成功させることができます。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ても、サーバーは所有者のsetAttrが成功することを許可する必要があります。
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.
それ以外の場合は、継承が行われるべきであり、ACLへの変更は起こらないであろう。MODE属性は、サポートされている場合は、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で計算されている必要があります。親ディレクトリに継承可能なACEが存在しない場合は、ACL、DACL、またはSACL属性を作成するための規則が定義されています。DACLまたはSACL属性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。
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.
作成されているオブジェクトがディレクトリではない場合、ACE4_FILE_INHERIT_FLAGが設定されていない限り、継承されたACLは親ディレクトリACLからACEを継承しないでください。
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.
作成されているオブジェクトがディレクトリである場合、継承されたACLは親ディレクトリ、つまりACE4_FILE_INHERIT_ACEまたはACE4_DIRECTORY_INHERIT_ACEフラグを設定するものすべての継承可能なACEを継承する必要があります。継承可能なACEにACE4_FILE_INHERIT_ACEセットが設定されていますが、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上の継承されたACEは、ディレクトリが非ディレクトリを意味するACEの影響を受けるのを防ぐために、ACE4_INHERIT_ONLY_ACEフラグを設定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、継承可能かつ効果的な継承されたACE（つまり、ACE4_INHERIT_ONLY_ACEもACE4_NO_PROPAGAT_INHERIT_ACEセットも持ちません）、継承フラグを持たない2つのACE、およびACE4_INHERIT_ONLY_ACEセットを持つものではない。（DACLまたはSACL属性の場合、これらのACEの両方にACE4_INHERTITED_ACEフラグが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供に継承されるACEを変更せずにディレクトリに対する効果的な権限を変更することができます。。
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）とDACL（6.2.2節）属性には追加のFlagフィールドも含まれます。
struct nfsacl41 {
aclflag4 na41_flag;
nfsace4 na41_aces<>;
};
The flag field applies to the entire sacl or dacl; three flag values are defined:
flag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).
そして他のすべてのビットはクリアされなければなりません。ACE4_INHERTITED_ACEフラグは、SACLまたはDACLのACESに設定されてもよい（一方、ACLでは常にクリアされている必要があります）。
Together these features allow a server to support automatic inheritance, which we now explain in more detail.
これらの機能をまとめることで、サーバーは自動継承をサポートできます。これは、今詳しく説明します。
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、子オブジェクトが作成された時点でのみ子オブジェクトによって継承されます。継承可能なACEの後の変更は、子孫に継承されたACEを修正しません。
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と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させることを可能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、通常の方法でオブジェクト作成時に継承を実行し、それらが新しいオブジェクトに追加されるとおりにACE4_INHERITED_ACEフラグを設定する必要があります。
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.)
その後、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通過し、ACE4_inherited_aceフラグを使用してACEを削除し、それらを新しい継承可能なACEで置き換えるように遭遇した各ACLを変更することによって、ディレクトリ上の継承可能なACEへの変更を伝播させることができます。ACE4_INHERITED_ACEフラグセット）。それは明らかな方法で既存のACE継承フラグを使用してどのACEを伝播するかを決定します。（ディレクトリ階層の降順にさらに継承可能なACEに遭遇する可能性があるため、継承可能なACEをその他の子孫に伝播するときに考慮に入れる必要があります。）
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かもしれません：最初に、ACL4_AUTO_INHERITフラグがクリアされている任意のディレクトリACLから自動継承は実行されません。そして第2に、ACL4_PROTECTEDフラグを持つACLが設定され、そのACLの変更を防ぎ、そのACLの変更を防ぎ、そのACLの任意のオブジェクトの任意のオブジェクトの任意のACLの変更を防ぎます。
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および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フラグおよびACL4_PROTECTEDフラグは、SACLおよびDACLに対して独立して設定され、他のACLの伝播が停止している場合でも1つのタイプのACLの伝播は階層を下ります。
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.
新しいオブジェクトは、ACL4_PROTECTEDフラグがクリアされ、ACL4_AUTO_INHERITフラグがそれぞれ、親オブジェクトのSACLまたはDACLと同じ値に設定されているDACLとSACLを使用して作成する必要があります。
Both the dacl and sacl attributes are RECOMMENDED, and a server may support one without supporting the other.
DACL属性とSACLの属性の両方が推奨され、サーバーはもう一方をサポートせずに1つをサポートできます。
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.
3つの属性すべてを互いに一貫して保持するように、古いACL属性と1つまたは複数の新しいDACL属性の両方をサポートするサーバーはそうする必要があります。したがって、ACL属性に報告されたACEは、ACL内のACEからクリアされなければならないことを除いて、DACL属性とSACL属性に報告されているACEの共用体である必要があります。そしてもちろん、ACLのみをクエリするクライアントは、SACLフラグフィールドまたはDACLフラグフィールドの値を特定できません。
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属性に対して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。DACLまたはSACLの属性とは対照的に、ACL属性を使用することによって、クライアントは自動継承を理解できない可能性があるため、自動継承が理にかなっているACLを設定することは信頼できません。
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を問い合わせたとき、それを変更してそれを再度設定し、ACLの最後に、ACE4_INHERTIPED_ACEを変更しない、ACE4_INHERTIPED_ACEを変更しないでください。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、アプリケーションが自動継承を実行すると、この規則の違反が予期しない結果につなが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MODE属性もサポートしている場合は、ACLの最後に、ACEが元の注文で継承されているようなACEが変更されていないような方法でモードを設定する必要があります。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。
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要求もそのファイルまたはディレクトリの権限を設定しない場合、親のディレクトリから継承するACEもありません。その場合、新しいオブジェクトのサーバーのACLの選択は実装依存この場合、サーバーは新しいオブジェクトに対して選択されたACLにACL4_Defaultedフラグを設定する必要があります。自動継承を実行するアプリケーションは、ACLが自動継承規則を使用して生成されたものに完全に置き換えられるような符号としてACL4_Defaultedフラグを取ります。
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 Single-Serverネームスペースについて説明します。シングルサーバーネームスペースは、クライアントに直接表示されることも、セクション11で説明されているように、より大きなマルチサーバーネームスペース（例えば、サイト全体または組織全体）を形成するための基礎として使用されてもよい。
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 Serverでは、ネームスペースはマッピングされたディスク文字で指定されたディスク上のすべてのファイルを構成します。NFS Server管理者は、サーバーのファイルシステムの名前空間全体をNFSクライアントに使用できるようにしてください。より頻繁には、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されています。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がマウントプロトコルを介して取得されます。クライアントはネームスペース内でエクスポート名を識別した文字列を送信し、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。マウントプロトコルは、サーバーのエクスポートを列挙したエクスポート手順も提供されていました。
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、コンパウンド内の一連のルックアップ操作を介して、パスをトラバースするために、クライアントが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するために使用できるルートファイルハンドルを提供します。一般的なユーザーエクスペリエンスは、ディレクトリツリーを介したプログレッシブブラウジングを介してファイルを見つけるために、グラフィカルユーザーイ