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BSD 系统UNIX，非Linux 内核唤醒锁漏洞修复方案注意：因为涉及到操作系统 内核唤醒锁的升级我们强烈建议您正确关闭正在运行的服务，并做好业务数据备份工作同时创建服务器磁盘赽照，避免修复失败造成不可逆的影响如果您的服务器安装了第三方的防护软件（例如云 锁 ...

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紸册局安全 锁是目前最高等级的域名安全保护措施，本文 ...

近期Linux 内核唤醒锁曝出名为“Phoenix Talon”的一系列远程执行漏洞，其中一个漏洞为严重（Critical）级别另外三个为高危（High）。这四个漏洞的影响范围包括所有Linux kernel 2.5.69 ...

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选择输入键盘在使用 UC 内核唤醒锁时您可以自行選择使用系统键盘或 UC 键盘进行输入。通过为 H5 容器设置 mp_h5_uc_number_input_use_system 开关的配置来控制在 UC 内核唤醒锁下是否使用系统键盘。其中“YES ...

进行修复，避免攻擊者利用该漏洞发动提权攻击漏洞详情见下文：漏洞编号: CVE-漏洞名称: Ubuntu 16.04 4.14 - 4.4系列 内核唤醒锁本地提权漏洞官方评级:高危漏洞利用条件和方式: 本地利用漏洞影响范围 ...

关于rcu的内容本来想放在内核唤醒鎖锁介绍里, 后来发现要解释的内容太多了, 索性就分成几章. 本章来分析rcu的实现.

根据qs更新rcu状态並判断是否需要请求发起新的qp, 处理rcu回调.

 1 //仅在当前gp结束时修改cpu回调优先级(在链表中的顺序), 必须被拥有该rdp的cpu调用
 8 //当前gp未结束或加锁失败直接返回
 

至此rcu的基本实现大致梳理完叻. 小结一下:
1. rcu的原理是推迟写者更新直到所有cpu都调度一次, 由于调度过程必定会做内存屏障保证了读者看到写者的修改.
2. 由第一点得出在非抢占內核唤醒锁上读者在临界区不能有阻塞操作, 否则无法正常完成grace period.
4. 在定时中断中会检查rcu状态, 即时将合适的阻塞线程唤醒.
5. synchronize_rcu()与call_rcu()的区别是前者是阻塞嘚同步操作, 后者是非阻塞的同步操作, 但后者返回时回调不一定已处理.

1、中断处理程序与下半部之间共享数据时应该如何加锁？

   答:由于中断处理程序会异步于其他任何程序执行所以在下半部中对共享数据进行操作前，必须要禁止本地中斷然后获取锁。

可用的锁接口推荐使用spin_lock_irqsave（保存中断状态->禁止本地中断->获取锁）和spin_unlock_irqrestore（释放锁并将中断恢复到以前的状态）当然，可以根據实际需要使用相应的读写自旋锁（由于读写自旋锁更照顾读操作所以在写操作试图获取写锁时，总是等待所有的读者执行完读操作當存在大量读操作时，可能会造成写着处于饥饿状态）

    问题：这里为什么没有考虑中断处理程序的并发导致出现函数重入造成的数据错誤呢？

    答：因为中断处理程序执行前总是先禁止该中断线，然后才开始执行中断处理程序保证该中断处理程序是可重入的。

2、下半部與进程上下文之间共享数据应该如何加锁？

答： 因为下半部程序能够抢占进程上下文中的程序所以当下半部与进程上下文间共享数据時，在进程上下文程序中（如系统调用--软件引起的中断异常出现陷入内 核等）应该在获取锁之前禁止下半部，可用的锁的接口有：spin_lock_bh(禁止所有下半部的执行获取锁)和spin_unlock_bh(释放 锁并恢复下半部的执行) 。

    问题：下半部程序之间共享数据时如何进行加锁，是否需要禁止下半部

  答：下半部程序中，1）对于tasklet由于同类的tasklet不可能同时运行，即使是在不同的处理器上所以不需要加锁，当然也不需要禁止下半 部；不同类型的tasklet可以同时运行当不同类型的tasklet之间共享数据时，就需要在对共享数据操作前加锁（普通的自旋锁即可）了但不需要 禁用下半部，因為tasklet之间并不会出现抢占2）对于软中断来说，虽然同种类型的软中断在同一处理器上不会同时运行（软中断处理程序执行时当前 处理器仩的软中断会被禁止），但在同一系统的不同处理器上仍会同时运行所以软中断间的共享数据操作，必须进行加锁（普通的spin_lock即可）不 需要禁用下半部，因为同一系统上软中断间也不会互相抢占当然，如果仅仅是通过加锁防止软中断程序自身被并发执行那么使用软中斷就没意义了，tasklet会是更好的选择

自旋锁提供了一种快速简单的锁实现方法如果加锁时间不长且代码不能睡眠，利用自旋锁比较方便；如果加锁时间长或者可能会睡眠，则应考虑使用信号量

信号量是一种睡眠锁，比自旋锁有更大的开销

由于信号量的睡眠特性，所以：

1）由于争用信号量的进程在等待锁变为可用时会进入睡眠状态所以信号量适用于锁被长时间持有的情况。

2）相反如果持有锁的时间较短，使用信号量就不合适了因为睡眠、维护等待队列以及唤醒进程所花费的时间可能会多于锁被占用的时间。

3）由于信号量在持有时執行线程可能会睡眠，所以信号量只能用在进程上下文中因为中断上下文中是不能CPU进行调度的。

4）你可以在持有信号量时睡眠因为其怹试图获取该信号量的线程也只是去睡眠而已，并不会造成死锁

5）当你占用信号量时，就不能占有自旋锁因为自旋锁是不允许进程睡眠的。

信号量分为二值信号量和计数信号量二值信号量是特殊的计数信号量，只是计数初值设置为1主要用来进程间的互斥。

信号量的主要操作有：down和updown对信号量进行P操作（即减1操作），up对信号量进行V操作（即加1操作）

其中与down具有相同功能的还有down_interruptible，这两个函数的主要区別：

当信号量已经被占用时：

1）执行down操作会把调用进程置为TASK_UNINTERRUPTIBLE状态后，进入睡眠状态进程睡眠时，不会被信号打断只有当其他进程执荇up操作释放信号量，才能将睡眠在该信号量上的进程唤醒

如果调用down_interruptible()则可以有这样一个好处:如果你觉得当前进程等待的资源一直不可用，鉯至于你希望给当前进程发送一个信号(signal不是信号量),以便结束当前进程的执行。

同样的对于信号量，也存在读写信号量主要操作有down_read、up_read囷down_write、up_write。不过读写信号量的睡眠都是不可以被信号打断的，所以它只有一个版本

互斥体mutex（可以睡眠的强制互斥锁）

mutex作用相当于二值信号量，不过mutex的操作接口更简单实现更高效，而且使用的限制性更强

使用mutex的场景及特点：

1）任何时刻，只有一个任务可以持有mutex

2）给mutex上锁鍺同时也是对mutex的解锁者。所以不适合内核唤醒锁同用户空间复杂的同步场景，经常是在同一上下文中使用mutex

4）持有mutex锁的进程不可以退出。

5）mutex不能在中断上下文中使用即使是mutex_trylock也不行。

6）只能使用官方API对其进行操作不可以被拷贝、手动初始化和重复初始化。

使用mutex时可以咑开CONFIG_DEBUG_MUTEXES宏进行测试，使程序强制检测是否遵守了上述约束

RCU--Read Copy Update， 是根据其原理进行命名的锁机制RCU锁是在linux内核唤醒锁的互斥机制当中，属于一種免锁机制RCU中的读取和写入无需考虑互斥的问题。

RCU的工作原理：将读取者和写入者要访问的共享数据放在一个指针中读者通过该指针訪问其中的数据，写者通过修改该指针来更新数据

读取者的RCU临界区：

对于读者来说，如果要访问共享数据所要做的工作首先是调用rcu_read_lock和rcu_read_unlock函数构建自己所谓的读取者一侧的临界区，然后在临界区中获得指向共享数据区的指针离开临界区后不应该有任何形式的对该指针的引鼡。

在临界区中关闭内核唤醒锁的可抢占性意味着在临界区中不会因为中断的发生导致进程的切换，而且作为确定的规则在临界区中嘚代码不能发生 睡眠（因为已经关闭了内核唤醒锁抢占）。简而言之临界区中的代码不应该导致任何形式的进程切换。

注意：虽然从名稱上来看rcu操作函数中含有lock字样，但实际上rcu_read_lock和rcu_read_unlock实际要做的工作仅仅是分别关闭和打开内核唤醒锁的可抢占性而已

RCU 操作中写入者要完成的笁作是重新分配一个被保护的共享数据区，（视情况决定是否）将老数据区的数据复制到新数据区然后再根据需要修改新的数据区，最後用 新数据区的指针替换掉老的指针（替换指针的操作是原子操作不需要与读操作互斥）。写入者完成这些工作后后续的所有读操作嘟将读取新数据区中的数据。 ---备注----将新指针替换老指针

注意：写入者将新数据区指针替换老指针后还不能够马上就释放指针指向的数据涳间（从这里也可以看出，当写操作较多时会大大降低性能），因为此时可能系统中还会有对老指针的引用---存在两种情况：

  1）因为rcu_read_lock操作呮是禁止内核唤醒锁的可抢占性并没有关闭中断，所以如果读者在进程上下文中刚获取到临界区数据的指针此时发生了中 断，而恰好Φ断处理程序中执行的是rcu的写操作如果写操作将新的数据区指针替换老指针后，将老指针指向的空间释放了当中断返回时，rcu读者仍然存 有的是老指针此时就会出现野指针问题。

    2）对于多处理器系统当处理器A上的读者刚获取到临界区的指针时，处理器B上执行了写操作替换掉了老指针，同时释放了老指针的空间也会出现处理器A上的读者对老指针的错误引用。

综 上所述写者在将新数据区指针替换掉咾指针后，不能马上释放老指针所在的空间写者需要同内核唤醒锁协作，只有在确定对所有老指针的引用都结束后才能释放老指 针的涳间。内核唤醒锁提供了call_rcu的接口该函数向内核唤醒锁注册一个回调函数，内核唤醒锁在确定系统中对所有老指针的引用都结束后就会調用已注册的回调函数， 释放掉老指针引用的空间

问题：内核唤醒锁如何确保没有读取者对老指针的引用的？

答： 所有可能对共享数据區指针的不一致引用一定发生在读取者的RCU临界区内所以就单处理器而言，在临界区中一定不会发生进程间切换所以一旦某一CPU中 发生过進程切换，则对老指针的引用就会结束因此，内核唤醒锁确定没有对老指针的引用的条件是：系统中所有处理器上都至少发生过一次进程间切换注 意：如果写着调用call_rcu_bh进行注册回调函数时，意味着内核唤醒锁将把系统中的软中断的完成也当成是类似进程间切换执行了一次因为读操作可能是在 软中断中，而软中断是可能被中断打断的所以如果当rcu读操作是在软中断中，那么RCU的写操作就必须使用call_rcu_bh注册老指针銷毁函数；

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