Роберт Лав - Разработка ядра Linux

Последняя проверка — это проверка на соответствие правам доступа. В старых версиях ядра Linux стандартом было использование функции suser()для системных вызовов, которые требуют прав пользователя root. Эта функция просто проверяла, запущен ли процесс от пользователя root. Сейчас эту функцию убрали и заменили более мелко структурированным набором системных "возможностей использования" (capabilities). В новых системах предоставляется возможность проверять специфические права доступа к специфическим ресурсам. Функция capable()с допустимым значением флага, определяющего тип прав, возвращает ненулевое значение, если пользователь обладает указанным правом, и нуль— в противном случае. Например, вызов capable( CAP_SYS_NICE) проверяет, имеет ли вызывающий процесс возможность модифицировать значение параметра nice других процессов. По умолчанию суперпользователь владеет всеми правами, а пользователь, не являющийся пользователем root, не имеет никаких дополнительных прав. Следующий пример системного вызова, который демонстрирует использование возможностей использования, тоже является практически бесполезным.

asmlinkage long sys_am_i_popular(void) {

/* Проверить, имеет пи право процесс использовать

возможность CAP_SYS_NICE */

if (!capable(CAP_SYS_NICE))

return -EPERM;

/* Возвратить нуль, чтобы обозначить успешное завершение */

return 0;

}

Список всех "возможностей использования" и прав, которые за ними закреплены, содержится в файле .

Как уже обсуждалось в главе 3, "Управление процессами", при выполнении системного вызова ядро работает в контексте процесса. Указатель currentуказывает на текущее задание, которое и есть процессом, выполняющим системный вызов.

В контексте процесса ядро может переходит в приостановленное состояние (например, если системный вызов блокируется при вызове функции или явно вызывает функцию schedule()), а также является полностью вытесняемым. Эти два момента важны. Возможность переходить в приостановленное состояние означает, что системный вызов может использовать большую часть функциональных возможностей ядра. Как будет видно из главы 6, "Прерывания и обработка прерываний", наличие возможности переходить в приостановленное состояние значительно упрощает программирование ядра [29] Обработчики прерываний не могут переходить в приостановленное состояние и, следовательно, более ограничены в своих действиях по сравнению с системными вызовами, которые работают в контексте процесса. . Тот факт, что контекст процесса является вытесняемым, подразумевает, что, как и в пространстве пользователя, текущее задание может быть вытеснено другим заданием. Так как новое задание может выполнить тот же системный вызов, необходимо убедиться, что системные вызовы являются реентерабельными. Это очень похоже на требования, выдвигаемые для симметричной мультипроцессорной обработки. Способы защиты, которые обеспечивают реентерабельность, описаны в главе 8, "Введение в синхронизацию выполнения кода ядра", и в главе 9, "Средства синхронизации в ядре".

После завершение системного вызова управление передается обратно в функцию system_call(), которая в конце концов производит переключение в пространство пользователя, и далее выполнение пользовательского процесса продолжается.

После того как системный вызов написан, процедура его регистрации в качестве официального системного вызова тривиальна и состоит в следующем.

• Добавляется запись в конец таблицы системных вызовов. Это необходимо сделать для всех аппаратных платформ, которые поддерживают этот системный вызов (для большинства системных вызовов — это все возможные платформы). Положение системного вызова в таблице — это номер системного вызова, начиная с нуля. Например, десятая запись таблицы соответствует системному вызову с номером девять.

• Для всех поддерживаемых аппаратных платформ номер системной функции должен быть определен в файле include/linux/unistd.h.

• Системный вызов должен быть вкомпилирован в образ ядра (в противоположность компиляции в качестве загружаемого модуля [30] Регистрации новых постоянных системных вызовов в ядре требует компиляции системного вызова в образ ядра. Тем не менее есть принципиальная возможность с помощью динамически загружаемого модуля ядра перехватить существующие системные вызовы и даже, ценой некоторых усилий, динамически зарегистрировать новые. — Примеч. перев. ). Это просто соответствует размещению кода в каком-нибудь важном файле каталога kernel/.