打开伪终端的主部分后

int fd_pseudo_term_master = open("/dev/ptmx",O_RDWR);

有/dev/pts/[NUMBER]创建的文件，代表slave他伪终端的部分。

像我这样无知的人可能会想象，做完ptsname(fd_pseudo_term_master,filename_pseudo_term_slave,buflen);一个人就应该简单地 做int fd_pseudo_term_slave = open(filename_pseudo_term_slave,O_RDWR);和做好。

但是，必须有一个非常重要的“锁定”伪终端从属用例，因为为了使事情简单，在进行open调用之前，必须使用man 3 unlockpt来“解锁”。

我无法找出这个用例是什么？伪终端初始锁定需要什么？代码实现了什么（取自 libc）

/* Unlock the slave pseudo terminal associated with the master pseudo
   terminal specified by FD.  */
int
unlockpt (int fd)
{
#ifdef TIOCSPTLCK
  int save_errno = errno;
  int unlock = 0;

  if (ioctl (fd, TIOCSPTLCK, &unlock))
    {
      if (errno == EINVAL)
        {
          errno = save_errno;
          return 0;
        }
      else
        return -1; …

题

假设我在 pathname 中有一些非目录（文件，命名管道/套接字，等等），在 pathname 中/tmp/foo有一些其他非目录/tmp/bar。然后两个（或更多）进程开始并发执行：

流程一：

unlink('/tmp/foo') /* or rename('/tmp/foo', '/tmp/removed') */
unlink('/tmp/bar') /* or rename('/tmp/bar', '/tmp/removed') */

进程二（依此类推）执行以下操作：

link('/tmp/foo', '/tmp/bar')

据我了解，进程二不可能成功（要么link(2)尝试而/tmp/foo仍然存在，在这种情况下/tmp/bar也存在所以它必须失败EEXIST，或者/tmp/foo消失所以必须失败ENOENT）。

但是这种直觉依赖于假设unlink(2)和/或rename(2)系统调用在它们的解链效果中本质上是顺序的，所以我正在寻找我的理解的验证：是否有任何类似 *nix 的系统，其内核允许两个unlink(2)和/或rename(2)调用成功，但同时会导致link(2)成功以及（无论是由于重新排序的取消链接/tmp/foo和/tmp/bar，而不是抽象/隐藏，从过程调用link(2)，或通过通过一些其他古怪的竞争状态/错误）？

目前的理解

我已阅读联机帮助页unlink(2)，rename(2)以及link(2)Linux和一些BSD系统，并为这些功能的POSIX规范。但经过仔细考虑，我认为它们实际上没有包含任何关于此事的令人放心的内容。至少rename(2)，我们承诺如果目标已经存在（操作系统本身的错误除外），则它会被原子替换，但没有别的。

我已经看到声称多个同时执行的rename(foo, qux)will 原子地和可移植地除了一个重命名之外都失败了ENOENT …