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BEZEICHNUNG
ptrace - Prozessverfolgung
ÜBERSICHT
#include <sys/ptrace.h>
long ptrace(enum __ptrace_request Anfrage, pid_t PID,
void *Adresse, void *Daten);
BESCHREIBUNG
Der Systemaufruf ptrace() stellt ein Mittel bereit, wodurch ein Prozess (der »Verfolger«)
die Ausführung eines anderen Prozesses (des »verfolgten Prozesses«) beobachten und steuern
kann und seinen Speicher sowie die Register untersuchen und ändern kann. Er wird in erster
Linie benutzt, um Fehlersuche mittels Haltepunkten zu implementieren und Systemaufrufe zu
verfolgen.
Ein verfolgter Prozess muss zuerst an den Verfolger angehängt werden. Anhängen und
nachfolgende Befehle bestehen pro Thread: In einem Prozess mit mehreren Threads kann jeder
Thread individuell an einen (möglicherweise unterschiedlichen) Verfolger angehängt werden
oder nicht angehängt und folglich nicht auf Fehler untersucht werden. Daher bedeutet
»verfolgter Prozess« immer »(ein) Thread«, niemals »ein Prozess (mit möglicherweise
mehreren Threads)«. Ptrace-Befehle werden immer an einen bestimmten verfolgten Prozess
gesandt. Der Aufruf hat folgende Form:
ptrace(PTRACE_foo, PID, …)
wobei PID die Thread-Kennung des zugehörigen Linux-Threads ist.
(Beachten Sie, dass auf dieser Seite ein »Prozess aus mehreren Threads« eine Thread-Gruppe
bezeichnet, die aus Threads besteht, die mittels des clone(2)-Schalters CLONE_THREAD
erzeugt wurde.)
Ein Prozess kann eine Verfolgung mittels fork(2) starten und als Ergebnis einen
Kindprozess erhalten, der PTRACE_TRACEME ausführt, was (üblicherweise) von einem execve(2)
gefolgt wird. Alternativ kann ein Prozess die Verfolgung eines anderen Prozesses mittels
PTRACE_ATTACH oder PTRACE_SEIZE beginnen.
Während der Prozess verfolgt wird, wird er jedesmal stoppen, wenn ein Signal gesandt wird,
sogar wenn das Signal ignoriert wird. (Eine Ausnahme ist SIGKILL, das seine normale
Wirkung erzielt.) Der Verfolger wird bei seinem nächsten Aufruf von waitpid(2) (oder den
zugehörigen »wait«-Systemaufrufen) benachrichtigt; dies wird einen Statuswert zurückgeben,
der Informationen enthält, die den Grund angeben, weshalb der verfolgte Prozess stoppte.
Während der verfolgte Prozess angehalten ist, kann der Verfolger verschiedene
Ptrace-Anfragen verwenden, um den verfolgten Prozess zu untersuchen und zu verändern. Dann
veranlasst der Verfolger den verfolgten Prozess fortzufahren und wahlweise das versandte
Signal zu ignorieren (oder stattdessen sogar ein anderes Signal zu senden).
Falls die Option PTRACE_O_TRACEEXEC nicht in Kraft ist, werden alle erfolgreichen Aufrufe
von execve(2) durch den verfolgten Prozess zum Senden eines SIGTRAP-Signals veranlassen,
um dem Elternprozess die Möglichkeit zu geben, die Kontrolle zu erlangen, bevor die
Ausführung des neuen Programms beginnt.
Wenn der Verfolger die Verfolgung beendet hat, kann er veranlassen, das der verfolgte
Prozess mit PTRACE_DETACH in einem normal Modus ohne Verfolgung fortfährt.
Der Wert des Arguments Anfrage legt die Aktion des Systemaufrufs fest:
PTRACE_TRACEME
zeigt an, dass dieser Prozess durch seinen Elternprozess verfolgt wird. Ein Prozess
sollte diese Anfrage wahrscheinlich nicht stellen, falls sein Elternprozess nicht
erwartet, ihn zu verfolgen.(PID, Adresse und Daten werden ignoriert.)
Die PTRACE_TRACEME-Anfrage wird nur vom verfolgten Prozess benutzt; die
verbleibenden Anfragen werden nur vom verfolgenden Prozess benutzt. In den
folgenden Anfragen gibt PID die Thread-Kennung des verfolgten Prozesses an, der
beeinflusst werden soll. Für andere Anfragen als PTRACE_ATTACH, PTRACE_SEIZE,
PTRACE_INTERRUPT und PTRACE_KILL muss der verfolgte Prozess gestoppt werden.
PTRACE_PEEKTEXT, PTRACE_PEEKDATA
liest ein »word« an der Stelle Adresse im Speicher des verfolgten Prozesses und
gibt das »word« als Ergebnis des ptrace()-Aufrufs zurück. Linux hat keine separaten
Adressräume für Text und Daten, daher sind diese beiden Anfragen derzeit
gleichwertig. (Das Argument Daten wird ignoriert, lesen Sie aber auch ANMERKUNGEN.)
PTRACE_PEEKUSER
Liest ein »word« bei Versatz Adresse im BENUTZERbereich des verfolgten Prozesses,
der die Register und andere Informationen über den Prozess enthält (siehe
<sys/user.h>). Das »word« wird als Ergebnis des ptrace()-Aufrufs zurückgegeben.
Typischerweise muss der Versatz am »word« ausgerichtet sein, obwohl dies je nach
Architektur variieren kann. Lesen Sie die ANMERKUNGEN. (Daten wird ignoriert, lesen
Sie aber auch ANMERKUNGEN.)
PTRACE_POKETEXT, PTRACE_POKEDATA
kopiert das »word« Daten an die Stelle Adresse im Speicher des verfolgenden
Prozesses. Wie bei PTRACE_PEEKTEXT und PTRACE_PEEKDATA sind die beiden Anfragen
derzeit gleichwertig.
PTRACE_POKEUSER
kopiert das »word« Daten an den Versatz Adresse im BENUTZERbereich des verfolgten
Prozesses. Wie für PTRACE_PEEKUSER muss der Versatz am »word« ausgerichtet sein. Um
die Integrität des Kernels aufrecht zu erhalten, sind einige Änderungen in
BENUTZERbereich nicht erlaubt.
PTRACE_GETREGS, PTRACE_GETFPREGS
kopiert die Mehrzweck- beziehungsweise Fließpunktregister des verfolgten Prozesses
an die Stelle Daten im Verfolger. Lesen Sie <sys/user.h>, um Informationen über das
Format dieser Daten zu erhalten. (Adresse wird ignoriert.) Beachten Sie, dass auf
SPARC-Systemen die Bedeutung von Daten und Adresse umgekehrt ist; daher wird Daten
ignoriert und die Register werden an die Adresse Adresse kopiert. PTRACE_GETREGS
und PTRACE_GETFPREGS sind nicht auf allen Architekturen verfügbar.
PTRACE_GETREGSET (seit Linux 2.6.34)
liest die Register des verfolgten Prozesses. Adresse gibt auf eine von der
Architektur unabhängige Weise den Typ des Registers an, das gelesen werden soll.
NT_PRSTATUS (mit numerischem Wert 1) führt normalerweise dazu, dass
Allzweckregister gelesen werden. Falls die CPU zum Beispiel Fließkomma- und/oder
Vektorregister hat, können sie durch Setzen von Adresse auf die entsprechende
Konstante NT_foo ermittelt werden. Daten zeigt auf einen struct iovec, der den
Speicherort und die Länge des Zielpuffers beschreibt. Bei der Rückkehr ändert der
Kernel iov.len, um die tatsächliche Anzahl zurückgegebener Byte anzuzeigen.
PTRACE_SETREGS, PTRACE_SETFPREGS
verändert die Mehrzweck- beziehungsweise Fließpunktregister des verfolgten
Prozesses von der Adresse Daten im Verfolger. Wie für PTRACE_POKEUSER können einige
Änderungen am Mehrzweckregister verboten sein. (Adresse wird ignoriert.) Beachten
Sie, dass auf SPARC-Systemen die Bedeutung von Daten und Adresse umgekehrt ist;
daher wird Daten ignoriert und die Register werden von der Adresse Adresse kopiert.
PTRACE_SETREGS und PTRACE_SETFPREGS sind nicht auf allen Architekturen verfügbar.
PTRACE_SETREGSET (seit Linux 2.6.34)
verändert die Register des verfolgten Prozesses. Die Bedeutung von Adresse und
Daten ist analog zu PTRACE_GETREGSET.
PTRACE_GETSIGINFO (seit Linux 2.3.99-pre6)
ruft Informationen über das Signal ab, das den Stopp verursachte. Kopiert eine
siginfo_t-Struktur (siehe sigaction(2)) vom verfolgten Prozess an die Stelle Daten
im Verfolger. (Adresse wird ignoriert.)
PTRACE_SETSIGINFO (seit Linux 2.3.99-pre6)
setzt Signalinformationen: kopiert eine siginfo_t-Struktur von der Adresse Daten
vom verfolgenden zum verfolgten Prozess. Dies wird nur Signale betreffen, die
normalerweise an den verfolgten Prozess zugestellt würden und vom Verfolger
abgefangen wurden. Es könnte schwierig werden, diese normalen Signale von
künstlichen Signalen zu unterscheiden, die von ptrace() selbst generiert wurden.
(Adresse wird ignoriert.)
PTRACE_PEEKSIGINFO (seit Linux 3.10)
fragt siginfo_t-Strukturen ab, ohne Signale aus einer Warteschlange zu entfernen.
Adresse zeigt auf eine ptrace_peeksiginfo_args-Struktur, die die Ordnungsposition
angibt, von der das Kopieren der Signale starten soll sowie die Anzahl zu
kopierender Signale. siginfo_t-Strukturen werden in den Puffer kopiert, auf den
Daten verweist. Der Rückgabewert enthält die Anzahl der kopierten Signale (null
zeigt an, dass es an der angegebenen Ordnungsposition kein entsprechendes Signal
gibt). Innerhalb der zurückgegebenen siginfo-Strukturen enthält das Feld si_code
Informationen (__SI_CHLD, __SI_FAULT, etc.), die ansonsten nicht an den
Anwendungsraum offengelegt werden.
struct ptrace_peeksiginfo_args {
u64 off; /* Ordnungsposition in der Warteschlange, an der
mit dem Kopieren der Signale begonnen wird */
u32 flags; /* PTRACE_PEEKSIGINFO_SHARED oder 0 */
s32 nr; /* Anzahl zu kopierender Signale */
};
Derzeit gibt es nur einen Schalter, PTRACE_PEEKSIGINFO_SHARED, um Signale aus der
prozessweiten Signalwarteschlange auszugeben. Falls dieser Schalter nicht gesetzt
ist, werden Signale von der Thread-eigenen Warteschlange des angegebenen Threads
gelesen.
PTRACE_GETSIGMASK (seit Linux 3.11)
Platzieren Sie eine Kopie der Maske blockierter Signale (siehe sigprocmask(2)) in
den Puffer, auf den Daten zeigt. Dies sollte ein Zeiger auf einen Puffer des Typs
sigset_t sein. Das Argument Adresse enthält die Größe des Puffers, auf den Daten
zeigt (d.h. sizeof(sigset_t)).
PTRACE_SETSIGMASK (seit Linux 3.11)
ändert die Maske blockierter Signale (siehe sigprocmask(2)) auf den Wert, der im
Puffer angegeben wird, auf den Daten zeigt. Dies sollte ein Zeiger auf einen Puffer
des Typs sigset_t sein. Das Argument Adresse enthält die Größe des Puffers, auf den
Daten zeigt (d.h. sizeof(sigset_t)).
PTRACE_SETOPTIONS (seit Linux 2.4.6; siehe FEHLER für Vorsichtsmaßnahmen)
setzt Ptrace-Optionen von Daten. (Adresse wird ignoriert.) Daten wird als Bit in
der Maske der Optionen interpretiert, die durch die folgenden Schalter angegeben
wird:
PTRACE_O_EXITKILL (seit Linux 3.8)
schickt an den verfolgten Prozess ein SIGKILL-Signal, falls der verfolgende
Prozess beendet wird. Diese Option ist für diejenigen nützlich, die Ptrace
einsperren und sicherstellen wollen, dass der verfolgte Prozess nie der
Steuerung des verfolgenden Prozesses entkommt.
PTRACE_O_TRACECLONE (seit Linux 2.5.46)
stoppt den verfolgten Prozess beim nächsten Aufruf von clone(2) und startet
automatisch die Verfolgung des neu geklonten Prozesses, der mit einem
SIGSTOP oder, falls PTRACE_SEIZE benutzt wurde, mit PTRACE_EVENT_STOP
starten wird. Ein waitpid(2) durch den Verfolger wird einen Statuswert wie
diesen zurückgeben:
status>>8 == (SIGTRAP | (PTRACE_EVENT_CLONE<<8))
Die PID des neuen Prozesses kann mit PTRACE_GETEVENTMSG abgefragt werden.
Diese Option kann nicht in allen Fällen clone(2)-Aufrufe abfangen. Falls der
verfolgte Prozess clone(2) mit dem Schalter CLONE_VFORK aufruft, wird
stattdessen PTRACE_EVENT_VFORK geschickt, wenn PTRACE_O_TRACEVFORK gesetzt
ist; andernfalls wird PTRACE_EVENT_FORK geschickt, wenn der verfolgte
Prozess clone(2) mit dem auf SIGCHLD gesetzten Beendigungssignal aufgerufen
wird, falls PTRACE_O_TRACEFORK gesetzt ist.
PTRACE_O_TRACEEXEC (seit Linux 2.5.46)
stoppt den verfolgten Prozess beim nächsten execve(2). Ein waitpid(2) durch
den Verfolger wird einen Statuswert wie diesen zurückgeben:
status>>8 == (SIGTRAP | (PTRACE_EVENT_EXEC<<8))
Falls der ausführende Thread kein führender Thread der Gruppe ist, wird die
Thread-Kennung vor dem Stopp auf die Kennung des führenden Threads der
Gruppe zurückgesetzt. Seit Linux 3.0 kann die vorherige Thread-Kennung mit
PTRACE_GETEVENTMSG abgefragt werden.
PTRACE_O_TRACEEXIT (seit Linux 2.5.60)
stoppt den verfolgten Prozess beim Beenden. Ein waitpid(2) durch den
Verfolger wird einen Statuswert wie diesen zurückgeben:
status>>8 == (SIGTRAP | (PTRACE_EVENT_EXIT<<8))
Der Exit-Status des verfolgten Prozesses kann mit PTRACE_GETEVENTMSG
abgefragt werden.
Der verfolgte Prozess wird frühzeitig während des Beendens gestoppt, wenn
die Register noch verfügbar sind, was es dem Verfolger ermöglicht, zu sehen,
wo das Beenden veranlasst wurde, wohingegen die normale Benachrichtigung
über die Beendigung geschickt wird, wenn der Prozess das Beenden
abgeschlossen hat. Auch wenn der Kontext verfügbar ist, kann der Verfolger
das Beenden an diesem Punkt nicht mehr verhindern.
PTRACE_O_TRACEFORK (seit Linux 2.5.46)
stoppt den verfolgten Prozess beim nächsten Aufruf von fork(2) und startet
die Verfolgung des neuen Prozesszweiges, der mit einem SIGSTOP oder, falls
PTRACE_SEIZE benutzt wurde, mit PTRACE_EVENT_STOP starten wird. Ein
waitpid(2) durch den Verfolger wird einen Statuswert wie diesen zurückgeben:
status>>8 == (SIGTRAP | (PTRACE_EVENT_FORK<<8))
Die PID des neuen Prozesses kann mit PTRACE_GETEVENTMSG abgefragt werden.
PTRACE_O_TRACESYSGOOD (seit Linux 2.4.6)
Wenn Systemaufrufe abgefangen werden, wird Bit 7 in der Signalnummer gesetzt
(d.h. SIGTRAP | 0x80 geschickt). Dies erleichtert es dem Verfolger, den
Unterschied zwischen normalen, abgefangenen Signalen und denen, die durch
einen Systemaufruf verursacht wurden, mitzuteilen.
PTRACE_O_TRACEVFORK (seit Linux 2.5.46)
stoppt den verfolgten Prozess beim nächsten Aufruf von vfork(2) und startet
automatisch die Verfolgung des neuen »vfork«-Prozesszweiges, der mit einem
SIGSTOP oder, falls PTRACE_SEIZE benutzt wurde, mit PTRACE_EVENT_STOP
starten wird. Ein waitpid(2) durch den Verfolger wird einen Statuswert wie
diesen zurückgeben:
status>>8 == (SIGTRAP | (PTRACE_EVENT_VFORK<<8))
Die PID des neuen Prozesses kann mit PTRACE_GETEVENTMSG abgefragt werden.
PTRACE_O_TRACEVFORKDONE (seit Linux 2.5.60)
stoppt den verfolgten Prozess bei Vollendung des nächsten vfork(2). Ein
waitpid(2) durch den Verfolger wird einen Statuswert wie diesen zurückgeben:
status>>8 == (SIGTRAP | (PTRACE_EVENT_VFORK_DONE<<8))
Die PID des neuen Prozesses kann (seit Linux 2.6.18) abgefragt werden mit
PTRACE_O_TRACESECCOMP (seit Linux 3.5)
stoppt den verfolgten Prozess, wenn eine seccomp(2) SECCOMP_RET_TRACE-Regel
ausgelöst wird. Ein waitpid(2) durch den Verfolger wird einen Statuswert wie
diesen zurückgeben:
status>>8 == (SIGTRAP | (PTRACE_EVENT_SECCOMP<<8))
Während dies ein PTRACE_EVENT-Stopp auslöst, ist es einem
Systemaufrufeintrittsstopp ähnlich. Für Details lesen Sie die Bemerkungen
über PTRACE_EVENT_SECCOMP weiter unten. Die Seccomp-Ereignisnachrichtendaten
(aus dem Abschnitt SECCOMP_RET_DATA der Seccomp-Filterregel) können über
PTRACE_GETEVENTMSG ermittelt werden.
PTRACE_O_SUSPEND_SECCOMP (seit Linux 4.3)
setzt den Seccomp-Schutz des verfolgten Prozesses aus. Dies gilt unabhängig
vom Modus und kann verwandt werden, wenn der verfolgte Prozess noch keine
Seccomp-Filter installiert hat. Das bedeutet, dass ein gültiger
Anwendungsfall darin besteht, den Seccomp-Schutz auszusetzen, bevor er von
dem verfolgten Prozess installiert wird, dann den verfolgten Prozess die
Filter installieren zu lassen und danach diesen Schalter wieder
zurückzusetzen, wenn die Filter wiederaufgenommen werden sollen. Um diese
Option zu setzen, muss der verfolgende Prozess über die Capability
CAP_SYS_ADMIN verfügen, er darf selber keinen Seccomp-Schutz installiert
haben und darf nicht PTRACE_O_SUSPEND_SECCOMP auf sich selbst setzen.
PTRACE_GETEVENTMSG (seit Linux 2.5.46)
fragt eine Nachricht (als unsigned long) über das Ptrace-Ereignis, das einfach so
auftrat, ab und platziert es an die Adresse Daten im Verfolger. Für
PTRACE_EVENT_EXIT ist dies der Exit-Status des verfolgten Prozesses. Für
PTRACE_EVENT_FORK, PTRACE_EVENT_VFORK und PTRACE_EVENT_CLONE ist dies die PID des
neuen Prozesses. Für PTRACE_EVENT_SECCOMP ist das SECCOMP_RET_DATA von seccomp(2)s
Filter, das der ausgelösten Regel zugeordnet ist. (Adresse wird ignoriert.)
PTRACE_CONT
startet den gestoppten, verfolgten Prozess erneut. Falls Daten nicht null ist, wird
es als Nummer des Signals interpretiert, das an den verfolgten Prozess geschickt
wird; andernfalls wird kein Signal geschickt. Dadurch kann der Verfolger zum
Beispiel steuern, ob ein Signal an den verfolgten Prozess geschickt wird oder
nicht. (Adresse wird ignoriert.)
PTRACE_SYSCALL, PTRACE_SINGLESTEP
startet den gestoppten, verfolgten Prozess wie für PTRACE_CONT, arrangiert aber,
dass der verfolgte Prozess beim nächsten Eintritt oder einem Systemaufruf
beziehungsweise nach der Ausführung einer einzelnen Anweisung gestoppt wird. (Der
verfolgte Prozess wird auch, wie üblich, über den Empfang des Signals gestoppt.)
Aus der Sicht des Verfolgers scheint es, als ob der verfolgte Prozess durch Empfang
eines SIGTRAP gestoppt wurde. Daher gibt es zum Beispiel für PTRACE_SYSCALL die
Idee, beim ersten Stopp die Argumente des Systemaufrufs zu prüfen, dann einen
anderen PTRACE_SYSCALL zu schicken und den Rückgabewert des Systemaufrufs am
zweiten Stopp zu prüfen. Das Argument Daten wird wie für PTRACE_CONT behandelt.
(Adresse wird ignoriert.)
PTRACE_SET_SYSCALL (seit Linux 2.6.16)
Wenn im Systemaufrufeintrittsstopp, wird die Nummer des auszuführenden
Systemaufrufs auf die im Argument data angegebene Nummer geändert. Das Argument
addr wird ignoriert. Die Anfrage wird derzeit nur auf Arm (und Arm64, allerdings
nur für die Rückwärtskompatibilität) unterstützt, aber die meisten anderen
Architekturen haben andere Mittel, um dies zu erreichen (normalerweise durch
Änderung des Registers, in dem der Code aus der Anwendungsebene die Nummer des
Systemaufrufs übergab).
PTRACE_SYSEMU, PTRACE_SYSEMU_SINGLESTEP (seit Linux 2.6.14)
für PTRACE_SYSEMU beim nächsten Eintritt für den Systemaufruf, der nicht ausgeführt
wird, fortfahren und stoppen. Siehe die Dokumentation zu Systemaufrufstopps weiter
unten. Für PTRACE_SYSEMU_SINGLESTEP das gleiche tun, aber in einem einzigen
Schritt, wenn es sich nicht um einen Systemaufruf handelt. Dieser Aufruf wird von
Programmen wie »User Mode Linux« verwandt, die die Systemaufrufe des verfolgten
Prozesses emulieren wollen. Das Argument Daten wird wie für PTRACE_CONT behandelt.
Das Argument Adresse wird ignoriert. Diese Anfragen werden derzeit nur unter x86
unterstützt.
PTRACE_LISTEN (seit Linux 3.4)
startet den gestoppten verfolgten Prozess erneut, verhindert jedoch seine
Ausführung. Der resultierende Status ist dem eines Prozesses ähnlich, der durch ein
SIGSTOP (oder ein anderes Stoppsignal) angehalten wurde. Zusätzliche Informationen
finden Sie im Unterabschnitt »Gruppenstopp«. PTRACE_LISTEN funktioniert nur bei
verfolgten Prozessen, die durch PTRACE_SEIZE angehängt wurden.
PTRACE_KILL
sendet dem verfolgten Prozess ein SIGKILL, um ihn zu beenden. (Adresse und Daten
werden ignoriert.)
Diese Aktion ist überholt; benutzen Sie sie nicht! Senden Sie stattdessen ein
SIGKILL direkt mittels kill(2) oder tgkill(2). Das Problem bei PTRACE_KILL ist,
dass es verlangt, dass sich der verfolgte Prozess in einem Signallieferstopp
befindet, andernfalls funktioniert es möglicherweise nicht (d.h. es könnte komplett
erfolgreich sein, würde aber den verfolgten Prozess killen). Im Gegensatz dazu hat
das direkte Senden von einem SIGKILL keine derartige Beschränkung.
PTRACE_INTERRUPT (seit Linux 3.4)
stoppt einen verfolgten Prozess. Falls der verfolgte Prozess im Kernel-Space läuft
oder schläft und PTRACE_SYSCALL in Kraft ist, wird der Systemaufruf unterbrochen
und Systemaufrufbeendigungsstopp gemeldet. (Der unterbrochene Systemaufruf wird
beim Neustart des verfolgten Prozesses ebenfalls neu gestartet.) Falls der
verfolgte Prozess bereits durch ein Signal gestoppt und PTRACE_LISTEN an ihn
gesendet wurde, stoppt der verfolgte Prozess mit PTRACE_EVENT_STOP und
WSTOPSIG(Status) gibt das Stoppsignal zurück. Falls zur selben Zeit irgendein
anderes »ptrace-stop« erzeugt wird (zum Beispiel, weil ein Signal an den verfolgten
Prozess gesendet wird), tritt dieses »ptrace-stop« auf. Falls nichts von obigem
zutrifft (zum Beispiel, weil der verfolgte Prozess im Anwendungsraum läuft), stoppt
er mit PTRACE_EVENT_STOP mit WSTOPSIG(status) == SIGTRAP. PTRACE_INTERRUPT
funktioniert nur bei verfolgten Prozessen, die durch PTRACE_SEIZE angehängt wurden.
PTRACE_ATTACH
hängt an den Prozess, der durch PID angegeben wird, an und lässt ihn zum verfolgten
Prozess des aufrufenden Prozesses werden. Dem verfolgten Prozess wird ein SIGSTOP
gesandt, er wird aber nicht notwendigerweise durch die Vollendung dieses Aufrufs
gestoppt; benutzen Sie waitpid(2), um auf das Stoppen des verfolgten Prozesses zu
warten. Lesen Sie den Unterabschnitt »Anhängen und Loslösen«, um zusätzliche
Informationen zu erhalten. (Adresse und Daten werden ignoriert.)
Berechtigungen, ein PTRACE_ATTACH durchzuführen, werden durch eine
Ptrace-Zugriffsmodus-PTRACE_MODE_ATTACH_REALCREDS-Überprüfung geregelt; siehe
unten.
PTRACE_SEIZE (seit Linux 3.4)
hängt an den zu dem in PID angegebenen Prozess an, wodurch er ein verfolgter
Prozess des aufrufenden Prozesses wird. Anders als PTRACE_ATTACH beendet
PTRACE_SEIZE den Prozess nicht. Gruppenstopps werden als PTRACE_EVENT_STOP
berichtet und WSTOPSIG(status) liefert das Stopp-Signal zurück. Automatisch
angehängte Kinder stoppen mit PTRACE_EVENT_STOP und WSTOPSIG(status) liefert
SIGTRAP zurück, statt ein SIGSTOP Signal geliefert zu bekommen. execve(2) liefert
kein zusätzliches SIGTRAP aus. Nur ein Prozess, der PTRACE_SEIZE ist, kann die
Befehle PTRACE_INTERRUPT und PTRACE_LISTEN akzeptieren. Das gerade beschriebene
»beschlagnahmte« (engl. »seized«) Verhalten wird von Kindern geerbt, die
automatisch mittels PTRACE_O_TRACEFORK, PTRACE_O_TRACEVFORK und PTRACE_O_TRACECLONE
angehängt sind. Adresse muss Null sein. Daten enthält eine Bitmaske, die die sofort
zu aktivierenden Optionen enthält.
Berechtigungen, ein PTRACE_SEIZE durchzuführen, werden durch eine
Ptrace-Zugriffsmodus-PTRACE_MODE_ATTACH_REALCREDS-Überprüfung geregelt; siehe
unten.
PTRACE_SECCOMP_GET_FILTER (seit Linux 4.4)
Diese Aktion erlaubt es dem verfolgenden Prozess, die klassischen BPF-Filter des
verfolgten Prozesses auszugeben.
Adresse ist eine Ganzzahl, die den Index des Filters, der ausgegeben werden soll,
angibt. Der neuste installierte Filter hat den Index 0. Falls Adresse größer als
die Anzahl der installierten Filter ist, schlägt die Aktion mit dem Fehler ENOENT
fehl.
Daten ist entweder ein Zeiger auf ein Feld struct sock_filter, das groß genug ist,
ein BPF-Programm zu speichern, oder NULL, falls das Programm nicht gespeichert
werden soll.
Im Erfolgsfall ist der Rückgabewert die Anzahl der Befehle in dem BPF-Programm.
Falls Daten NULL war, dann kann dieser Rückgabewert benutzt werden, um in einem
folgenden Aufruf die korrekte Größe des Feldes struct sock_filter zu übergeben.
Diese Aktion schlägt mit dem Fehler EACCES fehl, falls der Aufrufende nicht die
Capability CAP_SYS_ADMIN hat oder falls der Aufrufende in einem strikten oder
Filter-Seccomp-Modus ist. Falls der durch Adresse referenzierte Filter kein
klassischer BPF-Filter ist, schlägt die Aktion mit dem Fehler EMEDIUMTYPE fehl.
Diese Aktion ist verfügbar, falls der Kernel mit den Optionen CONFIG_SECCOMP_FILTER
und CONFIG_CHECKPOINT_RESTORE konfiguriert wurde.
PTRACE_DETACH
startet den gestoppten, verfolgten Prozess wie für PTRACE_CONT, löst ihn aber
zuerst vom Prozess ab. Unter Linux kann ein verfolgter Prozess auf diese Art
abgelöst werden, ohne Rücksicht darauf zu nehmen, welche Methode zum Starten der
Verfolgung benutzt wurde. (Adresse wird ignoriert.)
PTRACE_GET_THREAD_AREA (seit Linux 2.6.0)
Diese Aktion führt eine ähnliche Aufgabe wie get_thread_area(2) durch. Sie liest
den TLS-Eintrag in dem GDT, dessen Index in addr gegeben ist und legt eine Kopie
des Eintrags in das durch Daten verwiesende struct user_desc. (Im Gegensatz wird
mit get_thread_area(2) die entry_number des struct user_desc ignoriert.)
PTRACE_SET_THREAD_AREA (seit Linux 2.6.0)
Diese Aktion führt eine ähnliche Aufgabe wie set_thread_area(2) durch. Sie setzt
den TLS-Eintrag in dem GDT, dessen Index in Adresse gegeben ist, und weist ihm die
in dem durch Daten verwiesenen struct user_desc zu. (Im Gegensatz zu
set_thread_area(2) wird die entry_number des struct user_desc ignoriert; mit
anderen Worten, diese Ptrace-Aktion kann nicht zur Bereitstellung eines freien
TLS-Eintrags verwandt werden.)
PTRACE_GET_SYSCALL_INFO (seit Linux 5.3)
Ermittelt Informationen über den Systemaufruf, der den Stopp ausgelöst hat. Die
Information wird in den Puffer gelegt, auf den das Argument data zeigt, das ein
Zeiger auf einen Puffer vom Typ struct ptrace_syscall_info sein sollte. Das
Argument addr enthält die Größe des Puffers, auf den das Argument data zeigt (d.h.
sizeof(struct ptrace_syscall_info)). Der Rückgabewert enthält die Anzahl von Bytes,
die zum Schreiben durch den Kernel verfügbar sind. Falls die Größe der durch den
Kernel zu schreibenden Bytes die durch das Argument addr angegebene Größe
überschreiten sollte, wird die Ausgabe abgeschnitten.
Die Struktur ptrace_syscall_info enthält die folgenden Felder:
struct ptrace_syscall_info {
__u8 op; /* Typ des Systemaufruf-Stopps */
__u32 arch; /* AUDIT_ARCH_*-Wert; siehe seccomp(2) */
__u64 instruction_pointer; /* CPU-Anweisungszeiger */
__u64 stack_pointer; /* CPU-Stack-Zeiger */
union {
struct { /* op == PTRACE_SYSCALL_INFO_ENTRY */
__u64 nr; /* Systemaufrufnummer */
__u64 args[6]; /* Systemaufrufargumente */
} entry;
struct { /* op == PTRACE_SYSCALL_INFO_EXIT */
__s64 rval; /* Systemaufruf-Rückgabewert */
__u8 is_error; /* Systemaufruf-Fehlerschalter;
logisch: enthält rval einen
Fehlerwert (-ERRCODE) oder
einen nichtfehler-Rückgabewert? */
} exit;
struct { /* op == PTRACE_SYSCALL_INFO_SECCOMP */
__u64 nr; /* Systemaufrufnummer */
__u64 args[6]; /* Systemaufrufargumente */
__u32 ret_data; /* SECCOMP_RET_DATA-Anteil
vom SECCOMP_RET_TRACE-
Rückgabewert */
} seccomp;
};
};
Die Felder op, arch, instruction_pointer und stack_pointer sind für alle Arten von
Ptrace-Systemaufrufstopps definiert. Der Rest der Struktur ist eine Union; Sie
sollten nur solche Felder lesen, die für Ihre Art von Systemaufrufstopp durch das
Feld op definiert sind.
Das Feld op enthält einen der folgenden Werte (definiert in <linux/ptrace.h>), der
anzeigt, welcher Stopp-Typ aufgetreten und welcher Teil der Union gefüllt ist:
PTRACE_SYSCALL_INFO_ENTRY
Die Komponente entry der Union enthält Informationen mit Bezug zu einem
Systemaufruf-Eintrags-Stopp.
PTRACE_SYSCALL_INFO_EXIT
Die Komponente exit der Union enthält Informationen mit Bezug zu einem
Systemaufruf-Exit-Stopp.
PTRACE_SYSCALL_INFO_SECCOMP
Die Komponente seccomp der Union enthält Informationen mit Bezug zu einem
PTRACE_EVENT_SECCOMP-Stopp
PTRACE_SYSCALL_INFO_NONE
Keine Komponente der Union enthält relevante Informationen.
Tod unter Ptrace
Wenn ein Prozess (der möglicherweise aus mehreren Threads besteht) ein tötendes Signal
erhält (eines, dessen Zuordnung auf SIG_DFL gesetzt ist und dessen Standardaktion das
Töten des Prozesses ist) werden alle Threads beendet. Verfolgte Prozesse melden ihren Tod
an ihre(n) Verfolger. Die Benachrichtigung über dieses Ereignis wird über waitpid(2)
zugestellt.
Beachten Sie, dass das killende Signal zuerst einen Signallieferstopp (auf nur einen
verfolgten Prozess) verursachen wird und nur nachdem es durch den Verfolger eingespeist
wurde (oder nachdem es an einen nicht verfolgten Thread versandt wurde), wird der Tod von
dem Signal auf alle verfolgten Prozesse innerhalb eines Prozesses mit mehreren Threads
ausgehen. (Der Begriff »Signallieferstopp« wird nachfolgend erklärt.)
SIGKILL erzeugt keinen »Signallieferstopp«. Daher kann der Verfolger es nicht
unterdrücken. SIGKILL killt sogar innerhalb von Systemaufrufen (der
Systemaufrufbeendigungsstopp wird nicht vorrangig vor dem Tod durch SIGKILL erzeugt). Der
reine Effekt besteht darin, dass SIGKILL den Prozess (all seine Threads) immer killt,
sogar dann, wenn einige Threads des Prozesses verfolgt werden.
Wenn der verfolgte Prozess _exit(2) aufruft, meldet er seinem Verfolger seinen Tod. Andere
Threads werden nicht beeinflusst.
Wenn irgendein Thread exit_group(2) ausführt, meldet jeder verfolgte Prozess in dessen
Gruppe seinen Tod an den Verfolger.
Falls die Option PTRACE_O_TRACEEXIT aktiv ist, wird PTRACE_EVENT_EXIT vor dem
tatsächlichen Tod auftreten. Dies wird angewandt, um mittels exit(2), exit_group(2) und
Todessignalen (ausgenommen SIGKILL, abhängig von der Kernel-Version, siehe FEHLER unten)
zu beenden und wenn Threads bei execve(2) in einem Prozess mit mehreren Threads zerrissen
werden.
Der Verfolger kann nicht abschätzen, ob der von Ptrace gestoppte Prozess existiert. Es
gibt mehrere Szenarien, in denen der verfolgte Prozess sterben kann, während er gestoppt
ist (wie SIGKILL). Daher muss der Verfolger vorbereitet werden, bei allen Ptrace-Aktionen
einen ESRCH-Fehler zu handhaben. Leider wird der gleiche Fehler zurückgegeben, falls der
verfolgte Prozess existiert, aber nicht von Ptrace gestoppt wurde (für Befehle, die einen
gestoppten, verfolgten Prozess erfordern) oder falls er nicht durch den Prozess verfolgt
wird, der den Ptrace-Aufruf abschickte. Der Verfolger muss den Überblick über den
»laufend«-/»gestoppt«-Status des verfolgten Prozesses behalten und ESRCH nur dann als
»verfolgter Prozess starb unerwartet« interpretieren, falls er weiß, dass der verfolgte
Prozess beobachtet wurde, um in einen Ptrace-Stopp einzutreten. Beachten Sie, dass es
keine Garantie gibt, dass waitpid(WNOHANG) zuverlässig den Todesstatus des verfolgten
Prozesses meldet, falls eine Ptrace-Aktion ESRCH zurückgibt. waitpid(WNOHANG) könnte
stattdessen 0 zurückgeben. In anderen Worten kann es sein, dass der verfolgte Prozess
»noch nicht vollständig tot« ist, aber bereits Ptrace-Anfragen ablehnt.
Der Verfolger kann nicht abschätzen, ob der verfolgte Prozess immer sein Leben durch
Melden von WIFEXITED(status) oder WIFSIGNALED(status) aushaucht. Es gibt Fälle, in denen
dies nicht geschieht. Falls ein Thread, der nicht führender Thread der Thread-Gruppe ist,
zum Beispiel ein execve(2) ausführt, verschwindet er; seine PID wird nie wieder gesehen
und alle nachfolgenden Ptrace-Stopps werden unter der PID des führenden Threads der
Thread-Gruppe gemeldet.
Gestoppt-Status
Ein verfolgter Prozess kann zwei Status haben: laufend oder gestoppt. Für die Zwecke von
Ptrace wird ein durch einen Systemaufruf (wie read(2), pause(2), etc.) blockierter
verfolgter Prozess dennoch als laufend betrachtet, sogar, wenn der verfolgte Prozess für
lange Zeit blockiert ist. Der Status des verfolgten Prozesses nach PTRACE_LISTEN ist eine
Grauzone: Er ist nicht in einem Ptrace-Stopp (Ptrace-Befehle funktionieren nicht bei ihm
und er wird waitpid(2)-Benachrichtigungen übermitteln), aber er kann auch als »gestoppt«
angesehen werden, da er keine Anweisungen ausführt (ist nicht eingeplant) und falls er vor
PTRACE_LISTEN in einem Gruppenstopp war, wird er nicht auf Signale antworten, bis er
SIGCONT empfängt.
Es gibt viele Arten von Status, wenn ein verfolgter Prozess gestoppt wurde und in
Ptrace-Diskussionen werden sie oft durcheinandergebracht. Daher ist es wichtig, präzise
Begriffe zu verwenden.
In dieser Handbuchseite wird jeder Gestoppt-Status, in dem der verfolgte Prozess bereit
ist, Ptrace-Befehle vom Verfolger zu akzeptieren, Ptrace-Stopp genannt. Ptrace-Stopps
können weiter in Signallieferstopp, Gruppenstopp, PTRACE_EVENT stops und so fort
unterteilt werden. Diese gestoppten Status werden nachfolgend im Detail beschrieben.
Wenn der laufende, verfolgte Prozess in Ptrace-Stopp eintritt, benachrichtigt er seinen
Verfolger mittels waitpid(2) (oder einem anderen der »wait«-Systemaufrufe). Meistens geht
diese Handbuchseite davon aus, dass der Verfolger wartet mit:
PID = waitpid(PID_ODER_Minus1, &status, __WALL);
Mit Ptrace-Stopp angehaltene, verfolgte Prozesse werden als Rückgaben mit PID größer als 0
und »WIFSTOPPED(status) true« gemeldet.
Der Schalter __WALL enthält nicht die Schalter WSTOPPED und WEXITED, impliziert aber ihre
Funktionalität.
Es wird nicht empfohlen, den Schalter WCONTINUED zu setzen, wenn waitpid(2) aufgerufen
wird: Der Status »continued« gilt pro Prozess und ihn zu verbrauchen, kann den echten
Elternprozess des verfolgten Prozesses verwirren.
Die Benutzung des Schalters WNOHANG könnte waitpid(2) veranlassen, 0 zurückzugeben (»noch
keine Warteergebnisse verfügbar«), sogar dann, wenn der Verfolger weiß, dass dort eine
Benachrichtigung sein soll. Beispiel:
errno = 0;
ptrace(PTRACE_CONT, pid, 0L, 0L);
if (errno == ESRCH) {
/* verfolgter Prozess ist tot */
r = waitpid(tracee, &status, __WALL | WNOHANG);
/* r kann hier immer noch 0 sein! */
}
Die folgenden Arten von Ptrace-Stopps existieren: Signallieferstopps, Gruppenstopps,
PTRACE_EVENT-Stopps und Systemaufrufstopps. Sie alle werden von waitpid(2) mit
»WIFSTOPPED(status) true« gemeldet. Sie könnten durch Untersuchen des Wertes status>>8
unterschieden werden und, falls es eine Unklarheit im Wert gibt, durch Abfragen von
PTRACE_GETSIGINFO. (Hinweis: Das Makro WSTOPSIG(status) kann nicht für diese Untersuchung
verwandt werden, da es den Wert (status>>8) & 0xff zurückgibt.)
Signallieferstopp
Wenn ein Prozess (möglicherweise mit mehreren Threads) ein Signal außer SIGKILL empfängt,
wählt der Kernel einen beliebigen Thread aus, der das Signal handhabt. (Falls das Signal
mit tgkill(2) erzeugt wurde, kann der Ziel-Thread explizit durch den Aufrufenden
ausgewählt werden.) Falls der ausgewählte Thread verfolgt wird, tritt er in einen
Signallieferstopp ein. An diesem Punkt wird das Signal noch nicht an den Prozess
zugestellt und kann durch den Verfolger unterdrückt werden. Falls der Verfolger das Signal
nicht unterdrückt, übergibt er das Signal bei der nächsten Ptrace-Neustartanfrage an den
verfolgten Prozess. Dieser zweite Schritt der Signalzustellung wird in dieser
Handbuchseite Signaleinspeisung genannt. Beachten Sie, dass, falls das Signal blockiert
ist, der Signallieferstopp nicht auftritt, bis die Blockade des Signals aufgehoben wurde,
mit der üblichen Ausnahme, dass SIGSTOP nicht blockiert werden kann.
Der Signallieferstopp wird vom Verfolger als waitpid(2) beobachtet und kehrt mit
»WIFSTOPPED(status) true« mit dem Signal zurück, das von WSTOPSIG(status) zurückgegeben
wurde. Falls das Signal SIGTRAP ist, könnte dies eine andere Art eines Ptrace-Stopps sein;
Einzelheiten finden Sie in den Abschnitten »Systemaufrufstopps« und »execve« unterhalb.
Falls WSTOPSIG(status) ein stoppendes Signal zurückgibt, könnte dies ein Gruppenstopp
sein; siehe unten.
Signaleinspeisung und -unterdrückung
Nachdem der Signallieferstopp durch den Verfolger beobachtet wurde, sollte der Verfolger
den verfolgten Prozess mit dem Aufruf
ptrace(PTRACE_restart, PID, 0, Signal)
neu starten, wobei PTRACE_restart einer der neu startenden Ptrace-Anfragen ist. Falls
Signal 0 ist, wird das Signal nicht zugestellt. Andernfalls wird das Signal Signal
zugestellt. Diese Aktion wird in dieser Handbuchseite Signaleinspeisung genannt, um sie
vom Signallieferstopp zu unterscheiden.
Der Signalwert kann sich vom Wert WSTOPSIG(status) unterschieden: Der Verfolger kann
veranlassen, dass ein anderes Signal eingespeist wird.
Beachten Sie, dass ein unterdrücktes Signal immer noch Systemaufrufe verursacht, um
vorzeitig zurückzukehren. In diesem Fall werden Systemaufrufe neu gestartet: Der Verfolger
wird den verfolgten Prozess beobachten, um den unterbrochenen Systemaufruf neu auszuführen
(oder den Systemaufruf restart_syscall(2) für wenige Systemaufrufe, die unterschiedliche
Mechanismen zum erneuten Starten verwenden), falls der Verfolger PTRACE_SYSCALL benutzt.
Sogar Systemaufrufe (wie poll(2)), die nach einem Signal nicht mehr neu startbar sind,
werden nach dem Unterdrücken des Signals neu gestartet werden. Es existieren jedoch einige
Kernelfehler, die zum Fehlschlagen einiger Systemaufrufe mit EINTR führen, sogar, wenn
kein beobachtbares Signal in den verfolgten Prozess eingespeist wurde.
Es wird nicht garantiert, dass beim Neustarten von Ptrace-Befehlen, die in anderen
Ptrace-Stopps als Signallieferstopps angestoßen wurden,ein Signal eingespeist wird, nicht
einmal, wenn Signal nicht Null ist. Es wird kein Fehler gemeldet; ein Signal ungleich Null
könnte einfach ignoriert werden. Ptrace-Benutzer sollten nicht versuchen, auf diese Art
»ein neues Signal zu erzeugen«: Benutzen Sie stattdessen tgkill(2).
Die Tatsache, dass Signaleinspeisungsanfragen beim erneuten Starten des verfolgten
Prozesses nach Ptrace-Stopps, die keine Signallieferstopps sind, ignoriert werden können,
ist ein Grund für Verwirrung bei Ptrace-Benutzern. Ein typisches Szenario ist, dass der
Verfolger Gruppenstopps beobachtet, sie fälschlicherweise für Signallieferstopps hält und
den verfolgen Prozess mit
ptrace(PTRACE_restart, PID, 0, Stoppsignal)
neu startet mit der Absicht Stoppsignal einzuspeisen, Stoppsignal aber ignoriert wird und
der verfolgte Prozess weiter läuft.
Das Signal SIGCONT hat einen Seiteneffekt, dass es einen Prozess im Gruppenstopp (alle
Threads davon) aufweckt. Dieser Seiteneffekt tritt vor dem Signallieferstopp auf. Der
Verfolger kann diesen Seiteneffekt nicht unterdrücken (er kann nur Signaleinspeisung
unterdrücken, was nur dazu führt, dass die SIGCONT-Handhabung nicht im verfolgten Prozess
ausgeführt wird, falls eine solche Handhabung installiert ist). Tatsächlich könnte dem
Aufwecken aus den Gruppenstopp ein Signallieferstopp für andere Signale als SIGCONT
folgen, falls sie ausstehen, wenn SIGCONT gesandt wurde. In anderen Worten könnte es sein,
dass SIGCONT nicht das erste durch den Verfolger beobachtete Signal ist, nachdem es
gesandt wurde.
Stoppen von Signalen führt dazu, das ein Prozess (alle Threads davon) in einen
Gruppenstopp eintritt. Dieser Seiteneffekt tritt nach der Signaleinspeisung auf und kann
daher durch den Verfolger unterdrückt werden.
In Linux 2.4 und älter kann das Signal SIGSTOP nicht eingespeist werden.
PTRACE_GETSIGINFO kann benutzt werden, um eine siginfo_t-Struktur zu erhalten, die dem
gesandten Signal entspricht. PTRACE_SETSIGINFO kann benutzt werden, um es zu verändern.
Falls PTRACE_SETSIGINFO benutzt wurde, um siginfo_t zu verändern, müssen das Feld si_signo
und der Parameter Signal im Befehl zum Neustart übereinstimmen, andernfalls ist das
Ergebnis undefiniert.
Gruppenstopp
Wenn ein Prozess (der möglicherweise aus mehreren Threads besteht) ein Stoppsignal
empfängt, werden alle Threads gestoppt. Falls einige Threads verfolgt werden, treten sie
in eine Thread-Gruppe ein. Beachten Sie, dass das Stoppsignal zuerst einen
Signallieferstopp verursachen wird (nur auf den verfolgten Prozess) und nur, nachdem es
durch den Verfolger eingespeist wurde (oder nachdem es an einen Thread geschickt wurde,
der nicht verfolgt wird), wird der Gruppenstopp auf alle verfolgten Prozesse innerhalb
eines Prozesses aus mehreren Threads eingeleitet. Wie üblich meldet jeder verfolgte
Prozess seinen Gruppenstopp separat an den entsprechenden Verfolger.
Der Gruppenstopp wird vom Verfolger als waitpid(2) beobachtet und kehrt mit
»WIFSTOPPED(status) true« mit dem Stoppsignal zurück, das über WSTOPSIG(status) verfügbar
ist. Dasselbe Ergebnis wird von einigen anderen Klassen von Ptrace-Stopps zurückgegeben,
daher ist die empfohlene Vorgehensweise, folgenden Aufruf zu tätigen:
ptrace(PTRACE_GETSIGINFO, PID, 0, &siginfo)
Der Aufruf kann vermieden werden, falls das Signal nicht SIGSTOP, SIGTSTP, SIGTTIN oder
SIGTTOU ist. Nur diese vier Signale sind Stoppsignale. Falls der Verfolger etwas anderes
sieht, kann es kein Gruppenstopp sein. Andernfalls benötigt der Verfolger den Aufruf
PTRACE_GETSIGINFO. Falls PTRACE_GETSIGINFO mit EINVAL fehlschlägt, ist es definitiv ein
Gruppenstopp. (Andere Fehlerkodes wie ESRCH (»kein derartiger Prozess«) sind möglich,
falls ein SIGKILL den verfolgten Prozess gekillt hat.
Falls ein verfolgter Prozess mittels PTRACE_SEIZE angehängt wurde, wird ein Gruppenstopp
durch PTRACE_EVENT_STOP angezeigt: Status>>16 == PTRACE_EVENT_STOP. Dies ermöglicht, einen
Gruppenstopp festzustellen, ohne dass ein zusätzlicher PTRACE_GETSIGINFO-Aufruf
erforderlich ist.
Ab Linux 2.6.38 wird der verfolgte Prozess, nachdem der Verfolger den Ptrace-Stopp des
verfolgten Prozesses sieht und bis er neu startet oder ihn killt, nicht laufen und keine
Benachrichtigungen an den Verfolger senden (außer dem Tod durch SIGKILL), nicht einmal,
wenn der Verfolger in einen anderen waitpid(2)-Aufruf gelangt.
Das im vorhergehenden Absatz beschriebene Verhalten verursacht ein Problem bei
transparenter Behandlung von Stoppsignalen. Falls der Verfolger den verfolgten Prozess
nach einem Gruppenstopp neu startet, wird das Stoppsignal effektiv ignoriert – der
verfolgte Prozess bleibt nicht gestoppt, er läuft. Falls der Verfolger den verfolgten
Prozess neu startet, bevor er in das nächste waitpid(2) eintritt, werden zukünftige
SIGCONT-Signale nicht an den Verfolger gemeldet. Dies würde dazu führen, dass die
SIGCONT-Signale keine Auswirkungen auf den verfolgten Prozess haben.
Seit Linux 3.4 gibt es eine Methode, die dieses Problem bewältigt: Statt PTRACE_CONT kann
ein PTRACE_LISTEN-Befehl zum Neustart eines verfolgten Prozesses auf eine Weise benutzt
werden, die ihn nicht ausführt, aber auf ein neues Ereignis wartet, das er über waitpid(2)
melden kann, wenn er zum Beispiel mit SIGCONT neu gestartet wird.
PTRACE_EVENT-Stopps
Falls der Verfolger PTRACE_O_TRACE_*-Optionen setzt, wird der verfolgte Prozess in
PTRACE_EVENT-Stopps genannte Stopps gelangen.
PTRACE_EVENT-Stopps werden durch den Verfolger als waitpid(2) beobachtet, kehren mit
WIFSTOPPED(status) zurück und WSTOPSIG(status) gibt SIGTRAP zurück (oder für
PTRACE_EVENT_STOP: gibt das Stopp-Signal zurück, falls der verfolgte Prozess in einem
Gruppen-Stopp ist). Es wird ein zusätzliches Bit in das höhere Bit des Status (Datentyp
Word) gesetzt: Der Wert status>>8 wird wie folgt sein:
((PTRACE_EVENT_foo<<8) | SIGTRAP).
Es gibt die folgenden Ereignisse:
PTRACE_EVENT_VFORK
stoppt vor dem Zurückkehren von vfork(2) oder clone(2) mit dem Schalter
CLONE_VFORK. Wenn der verfolgte Prozess nach diesem Stopp fortgeführt wird, wird er
auf das Beenden/Ausführen des Kindprozesses warten, bevor er mit seiner Ausführung
fortfährt (in anderen Worten, das übliche Verhalten auf vfork(2)).
PTRACE_EVENT_FORK
stoppt vor dem Zurückkehren von fork(2) oder clone(2) mit dem auf SIGCHLD gesetzten
Beendigungssignal.
PTRACE_EVENT_CLONE
stoppt vor dem Zurückkehren von clone(2).
PTRACE_EVENT_VFORK_DONE
stoppt vor dem Zurückkehren von vfork(2) oder clone(2) mit dem Schalter
CLONE_VFORK, aber nachdem die Blockade dieses verfolgten Prozesses durch Beenden
oder Ausführung aufgehoben wurde.
Für alle vier oben beschriebenen Stopps tritt der Stopp im Elternprozess auf (d.h. im
verfolgenden Prozess), nicht im neu erstellten Thread. PTRACE_GETEVENTMSG kann benutzt
werden, um die Kennung des neuen Threads zu erhalten.
PTRACE_EVENT_EXEC
stoppt vor dem Zurückkehren von execve(2). Ab Linux 3.0, gibt PTRACE_GETEVENTMSG
die vorherige Thread-Kennung zurück.
PTRACE_EVENT_EXIT
stoppt vor dem Beenden (einschließlich des Todes aus exit_group(2)), dem Signaltod
oder endet, verursacht durch execve(2), in einem Prozess aus mehreren Threads.
PTRACE_GETEVENTMSG gibt den Exit-Status zurück. Register können untersucht werden
(solange nicht »wirklich« beendet wird). Der verfolgte Prozess ist immer noch
lebendig; er benötigt zum Fertigstellen des Beendens PTRACE_CONT oder
PTRACE_DETACH.
PTRACE_EVENT_STOP
Stopp, der durch einen PTRACE_INTERRUPT-Befehl, einen Gruppenstopp oder ein
»ptrace-stop« zu Beginn veranlasst wurde, wenn ein neuer Kindprozess angehängt wird
(nur beim Anhängen mittels PTRACE_SEIZE).
PTRACE_EVENT_SECCOMP
Stopp, der durch eine seccomp(2)-Regel durch den Eintritt des verfolgten Prozesses
in einen Systemaufruf ausgelöst wird, wenn PTRACE_O_TRACESECCOMP vom Verfolger
gesetzt wird. Die Seccomp-Ereignisdaten (von dem Anteil SECCOMP_RET_DATA der
Filterregel) können durch PTRACE_GETEVENTMSG ermittelt werden. Die Semantik dieses
Stopps werden in einem separaten Abschnitt weiter unten beschrieben.
PTRACE_GETSIGINFO auf PTRACE_EVENT-Stopps gibt SIGTRAP in si_signo zurück, wobei si_code
auf (event<<8) | SIGTRAP gesetzt ist.
Systemaufrufstopps
Falls der verfolgte Prozess durch PTRACE_SYSCALL oder PTRACE_SYSEMU neu gestartet wurde,
gerät der verfolgte Prozess in einen Systemaufrufeintrittsstopp kurz vor dem Eintritt in
irgendeinen Systemaufruf (der nicht ausgeführt wird, falls der Neustart PTRACE_SYSEMU
verwandte, unabhängig von allen Änderungen, die zu diesem Zeitpunkt an den Registern
vorgenommen wurden oder wie der verfolgte Prozess nach diesem Stopp neu gestartet wird).
Unabhängig davon, welche Methode den Systemaufrufeintrittsstopp verursachte, falls der
Verfolger den verfolgten Prozess mit PTRACE_SYSCALL neu startet, gerät der verfolgte
Prozess in einen Systemaufrufbeendigungsstopp, wenn der Systemaufruf beendet ist oder
falls er durch ein Signal unterbrochen wurde. (Sprich, der Signallieferstopp tritt nie
zwischen Systemaufrufeintrittsstopp und Systemaufrufbeendigungsstopp auf; er findet nach
dem Systemaufrufbeendigungsstopp statt.) Falls der verfolgte Prozess mittels irgendeiner
anderen Methode fortgesetzt wird (einschließlich PTRACE_SYSEMU), erfolgt kein
Systemaufrufbeendigungsstop. Beachten Sie, dass alle Erwähnungen von PTRACE_SYSEMU genauso
auf PTRACE_SYSEMU_SINGLESTEP zutreffen.
Selbst falls der verfolgte Prozess mittels PTRACE_SYSCALL fortgesetzt wird, wird nicht
garantiert, dass der nächste Stopp ein Systemaufrufbeendigungsstopp sein wird. Andere
Möglichkeiten sind, dass der verfolgte Prozess in einem PTRACE_EVENT-Stopp (einschließlich
Seccomp-Stopp) stoppen könnte, endet (falls er in _exit(2) oder exit_group(2) eintritt),
durch SIGKILL gekillt wird oder leise stirbt (falls er die Thread-Gruppe anführt, kommt
das execve(2) in einem anderen Thread vor und der Thread wird nicht vom selben Verfolger
verfolgt; diese Situation wird später besprochen).
Systemaufrufeintrittsstopp und Systemaufrufbeendigungsstopp werden vom Verfolger als
waitpid(2) beobachtet, kehren mit »WIFSTOPPED(status) true« zurück und WSTOPSIG(status)
gibt SIGTRAP zurück. Falls die Option PTRACE_O_TRACESYSGOOD durch den Verfolger gesetzt
wurde, wird WSTOPSIG(status) den Wert (SIGTRAP | 0x80) zurückgeben.
Systemaufrufstopps können von Signallieferstopps mit SIGTRAP durch Abfrage von
PTRACE_GETSIGINFO für die folgenden Fälle unterschieden werden:
si_code <= 0
SIGTRAP wurde mit einem Ergebnis einer Anwendungsraumaktion, zum Beispiel einem
Systemaufruf ((tgkill(2), kill(2), sigqueue(3), etc.), Ablauf eines POSIX-Timers,
Statusänderung einer POSIX-Nachrichtenwarteschlange oder Vervollständigung einer
asynchronen E/A-Anfrage geliefert.
si_code == SI_KERNEL (0x80)
SIGTRAP wurde vom Kernel gesandt.
si_code == SIGTRAP or si_code == (SIGTRAP|0x80)
Dies ist ein Systemaufrufstopp.
Systemaufrufstopps kommen jedoch sehr oft vor (zweimal pro Systemaufruf) und das Ausführen
von PTRACE_GETSIGINFO für jeden Systemaufrufstopp könnte etwas aufwendig sein.
Einige Architekturen erlauben, die Fälle durch Untersuchen der Register zu unterscheiden.
Zum Beispiel auf x86, rax == -ENOSYS im Systemaufrufeintrittsstopp. Da SIGTRAP (wie jedes
andere Signal) immer nach dem Systemaufrufbeendigungsstopp auftritt und rax an diesem
Punkt fast nie ENOSYS enthält, sieht das SIGTRAP aus wie ein »Systemaufrufstopp, der kein
Systemaufrufeintrittsstopp ist«; in anderen Worten, er sieht aus wie ein »herrenloser
Systemaufrufbeendigungsstopp« und kann auf diese Art erkannt werden. Aber eine solche
Erkennung ist fragil und wird am besten vermieden.
Die Benutzung der Option PTRACE_O_TRACESYSGOOD ist die empfohlene Methode, um
Systemaufrufstopps von anderen Arten der Ptrace-Stopps zu unterscheiden, da sie
zuverlässig ist und sich keine Leistungseinbuße zuzieht.
Systemaufrufeintrittsstopp und Systemaufrufbeendigungsstopp sind für den Verfolger nicht
voneinander zu unterscheiden. Der Verfolger muss den Überblick über die Abfolge der
Ptrace-Stopps behalten, um nicht den Systemaufrufeintrittsstopp fälschlicherweise als
Systemaufrufbeendigungsstopp oder umgekehrt zu interpretieren. Im Allgemeinen folgt diesem
Systemaufrufeintrittsstopp immer ein Systemaufrufbeendigungsstopp, PTRACE_EVENT-Stopp oder
der Tod des verfolgten Prozesses; dazwischen können keine anderen Arten von Ptrace-Stopps
auftreten. Beachten Sie allerdings, dass Seccomp-Stopps (siehe unten)
Systemaufrufbeendigungsstopps ohne vorhergehende Systemaufrufeintrittsstopps hervorrufen
können. Falls Seccomp verwandt wird, muss Sorgfalt eingesetzt werden, um solche Stopps
nicht als Systemaufrufeintrittsstopps misszuinterpretieren.
Falls der Verfolger nach dem Systemaufrufeintrittsstopp einen anderen Befehl zum
Neustarten als PTRACE_SYSCALL verwendet, wird der Systemaufrufbeendigungsstopp nicht
erzeugt.
PTRACE_GETSIGINFO auf Systemaufrufstopps gibt SIGTRAP in si_signo zurück, wobei si_code
auf SIGTRAP oder (SIGTRAP|0x80) gesetzt ist.
PTRACE_EVENT_SECCOMP-Stopps (Linux 3.5 bis 4.7)
Das Verhalten des PTRACE_EVENT_SECCOMP-Stopps und seiner Wechselwirkung mit anderen Arten
von Ptrace-Stopps hat sich zwischen Kernel-Versionen geändert. Hier wird das Verhalten von
seiner Einführung bis Linux 4.7 (einschließlich) beschrieben. Das Verhalten in neueren
Kernelversionen wird im nächsten Abschnitt beschrieben.
Ein PTRACE_EVENT_SECCOMP-Stopp erfolgt, wann immer eine SECCOMP_RET_TRACE-Regel ausgelöst
wird. Dies ist von der Methode, die zum Neustart des Systemaufrufes verwandt wurde,
unabhängig. Insbesondere läuft Seccomp immer noch, selbst falls der verfolgte Prozess
mittels PTRACE_SYSEMU neu gestartet wurde und dieser Systemaufruf wird bedingungslos
übersprungen.
Neustarts aus diesem Stopp verhalten sich so, als ob der Stopp direkt vor dem in Frage
stehenden Systemaufruf stattgefunden hätte. Insbesondere werden sowohl PTRACE_SYSCALL als
auch PTRACE_SYSEMU normalerweise einen folgenden Systemaufrufeintrittsstopp auslösen.
Falls allerdings nach dem PTRACE_EVENT_SECCOMP die Systemaufrufnummer negativ ist, werden
sowohl der Systemaufrufeintrittsstopp als auch der Systemaufruf selbst übersprungen. Das
bedeutet, dass falls die Systemaufrufnummer nach dem PTRACE_EVENT_SECCOMP negativ ist und
der verfolgte Prozess mittels PTRACE_SYSCALL neu gestartet wird, der nächste beobachtete
Stopp ein Systemaufrufbeendigungsstopp statt des vielleicht erwarteten
Systemaufrufeintrittsstopps sein wird.
PTRACE_EVENT_SECCOMP-Stopps (seit Linux 4.8)
Beginnend mit Linux 4.8 wurde der Stopp PTRACE_EVENT_SECCOMP neu geordnet, so dass er
zwischen Systemaufrufeintrittsstopp und Systemaufrufbeendigungsstopp auftritt. Beachten
Sie, dass Seccomp nicht länger ausgeführt wird (und kein PTRACE_EVENT_SECCOMP berichtet
wird) falls der Systemaufruf aufgrund PTRACE_SYSEMU übersprungen wird.
Funktional arbeitet ein PTRACE_EVENT_SECCOMP-Stopp vergleichbar mit einem
Systemaufrufeintrittsstopp (d.h. Fortsetzungen mittels PTRACE_SYSCALL werden einen
Systemaufrufbeendigungsstopp auslösen, die Systemaufrufnummer könnte sich ändern und alle
anderen veränderten Register sind im gleich auszuführenden Systemaufruf ebenfalls
sichtbar). Beachten Sie, dass es einen vorhergehenden Systemaufrufeintrittsstopp gegeben
haben kann, aber nicht muss.
Nach einem Stopp PTRACE_EVENT_SECCOMP wird Seccomp mit einer Regel SECCOMP_RET_TRACE, die
identisch zu einer SECCOMP_RET_ALLOW funktioniert, erneut ausgeführt. Insbesondere
bedeutet dies, dass falls Register nicht während des Stopps PTRACE_EVENT_SECCOMP verändert
wurden, der Systemaufruf dann erlaubt wird.
PTRACE_SINGLESTEP-Stopps
[Einzelheiten dieser Arten von Stopps sind noch nicht dokumentiert.]
Benachrichtigende und neustartende Ptrace-Befehle
Die meisten Ptrace-Befehle (alle außer PTRACE_ATTACH, PTRACE_SEIZE, PTRACE_TRACEME,
PTRACE_INTERRUPT und PTRACE_KILL) erfordern, dass der verfolgte Prozess in einem
Ptrace-Stopp ist, andernfalls scheitern sie mit ESRCH.
Wenn der verfolgte Prozess im Ptrace-Stopp ist, kann der Verfolger Daten des verfolgten
Prozesses mittels benachrichtigenden Befehlen lesen und schreiben. Diese Befehle belassen
den verfolgten Prozess im Status Ptrace-gestoppt:
ptrace(PTRACE_PEEKTEXT/PEEKDATA/PEEKUSER, PID, Adresse, 0);
ptrace(PTRACE_POKETEXT/POKEDATA/POKEUSER, PID, Adresse, long_val);
ptrace(PTRACE_GETREGS/GETFPREGS, PID, 0, &struct);
ptrace(PTRACE_SETREGS/SETFPREGS, PID, 0, &struct);
ptrace(PTRACE_GETREGSET, PID, NT_foo, &iov);
ptrace(PTRACE_SETREGSET, PID, NT_foo, &iov);
ptrace(PTRACE_GETSIGINFO, PID, 0, &siginfo);
ptrace(PTRACE_SETSIGINFO, PID, 0, &siginfo);
ptrace(PTRACE_GETEVENTMSG, PID, 0, &long_var);
ptrace(PTRACE_SETOPTIONS, PID, 0, PTRACE_O_flags);
Beachten Sie, dass einige Fehler nicht gemeldet wurden. Das Setzen des Informationssignals
(siginfo) hat zum Beispiel in einigen Ptrace-Stopps möglicherweise keine Auswirkungen, der
Aufruf kann jedoch erfolgreich sein (0 zurückgeben und errno nicht setzen); Abfragen von
PTRACE_GETEVENTMSG könnte erfolgreich sein und einen zufälligen Wert zurückgeben, falls
der aktuelle Ptrace-Stopp nicht dokumentiert ist, um eine aussagekräftige
Ereignisnachricht zurückzugeben.
Der Aufruf
ptrace(PTRACE_SETOPTIONS, PID, 0, PTRACE_O_flags);
beeinflusst einen verfolgten Prozess. Die aktuellen Schalter des verfolgten Prozesses
werden ersetzt. Schalter werden geerbt durch neu erzeugte Prozesse und »automatisch
angehängt« über aktive PTRACE_O_TRACEFORK-, PTRACE_O_TRACEVFORK- oder
PTRACE_O_TRACECLONE-Optionen.
Eine weitere Gruppe von Befehlen lässt die per Ptrace gestoppten, verfolgten Prozesse
laufen. Sie haben die Form:
ptrace(Befehl, PID, 0, Signal);
wobei Befehl PTRACE_CONT, PTRACE_LISTEN, PTRACE_DETACH, PTRACE_SYSCALL, PTRACE_SINGLESTEP,
PTRACE_SYSEMU oder PTRACE_SYSEMU_SINGLESTEP ist. Falls der verfolgte Prozess sich im
Signallieferstopp befindet, ist Signal das Signal, das eingespeist wird (falls es ungleich
Null ist). Andernfalls kann Signal ignoriert werden. (Wenn ein verfolgter Prozess von
einem anderen Ptrace-Stopp als dem Signallieferstopp neu gestartet wird, ist die
empfohlene Vorgehensweise, 0 in Signal zu übergeben.)
Anhängen und Loslösen
Ein Thread kann an den Verfolger angehängt werden mit dem Aufruf
ptrace(PTRACE_ATTACH, PID, 0, 0);
oder
ptrace(PTRACE_SEIZE, PID, 0, PTRACE_O_flags);
PTRACE_ATTACH sendet außerdem SIGSTOP an diesen Thread. Falls der Verfolger möchte, dass
dieser SIGSTOP keine Auswirkungen hat, muss er ihn unterdrücken. Beachten Sie, dass der
Verfolger, falls während des Anhängens gleichzeitig weitere Signale an diesen Thread
gesandt werden, den Eintritt in den Signallieferstopp mit anderen Signalen zuerst sieht!
Die übliche Vorgehensweise ist, diese Signale neu einzuspeisen, bis SIGSTOP gesehen wird
und dann die Einspeisung von SIGSTOP zu unterdrücken. Der Entwurfsfehler ist hierbei, dass
sich ein Ptrace-Anhängen und ein gleichzeitig gesandtes SIGSTOP einen Wettlauf liefern und
das gleichzeitige SIGSTOP verloren gegangen sein kann.
Da Anhängen SIGSTOP sendet und der Verfolger es üblicherweise unterdrückt, könnte dies zu
einer herrenlosen EINTR-Rückgabe vom aktuell ausgeführten Systemaufruf in diesem
verfolgten Prozess führen, wie er im Abschnitt »Signaleinspeisung und -unterdrückung«
beschrieben wird.
Seit Linux 3.4 kann PTRACE_SEIZE anstelle von PTRACE_ATTACH benutzt werden. PTRACE_SEIZE
stoppt nicht den angehängten Prozess. Falls Sie ihn nach dem Anhängen (oder zu einem
anderen Zeitpunkt) stoppen wollen ohne irgendwelche Signale zu senden, verwenden Sie den
Befehl PTRACE_INTERRUPT.
Die Anfrage
ptrace(PTRACE_TRACEME, 0, 0, 0);
verwandelt den aufrufenden Thread in einen verfolgten Prozess. Der Thread fährt mit der
Ausführung fort (gerät nicht in den Ptrace-Stopp). Eine übliche Vorgehensweise besteht
darin, PTRACE_TRACEME mit
raise(SIGSTOP);
zu folgen und dem Elternprozess (der nun der Verfolger ist) zu ermöglichen, den
Signallieferstopp zu beobachten.
Falls die Optionen PTRACE_O_TRACEFORK, PTRACE_O_TRACEVFORK oder PTRACE_O_TRACECLONE in
Kraft sind, werden Kindprozesse mit vfork(2), beziehungsweise clone(2) mit dem Schalter
CLONE_VFORK, fork(2) oder clone(2) mit auf SIGCHLD gesetztem Beendigungssignal und anderen
Arten von clone(2) automatisch an den gleichen Verfolger angehängt, der ihren
Elternprozess verfolgte. SIGSTOP wird an die Kindprozesse gesandt, was sie veranlasst, in
einen Signallieferstopp zu gelangen, nachdem sie den Systemaufruf beenden, der sie erzeugt
hat.
Loslösen des verfolgten Prozesses wird erreicht durch:
ptrace(PTRACE_DETACH, PID, 0, Signal);
PTRACE_DETACH ist eine Neustartaktion; daher erfordert sie, dass der verfolgte Prozess in
einem Ptrace-Stopp ist. Falls der verfolgte Prozess in einem Signallieferstopp ist, kann
ein Signal eingespeist werden. Andernfalls wird der Parameter Signal stillschweigend
ignoriert.
Falls der verfolgte Prozess läuft, wenn der Verfolger ihn loslösen möchte, besteht die
übliche Lösung darin, SIGSTOP zu senden (mittels tgkill(2), um sicherzustellen, dass es an
den korrekten Thread geht), darauf zu warten, dass der verfolgte Prozess in einen
Signallieferstopp für SIGSTOP stoppt und ihn dann loszulösen (SIGSTOP-Einspeisung wird
unterdrückt). Ein Entwurfsfehler besteht darin, dass sich dies mit gleichzeitigen SIGSTOPs
Ressourcenwettläufe liefern kann. Eine weitere Komplikation besteht darin, dass der
verfolgte Prozess in andere Ptrace-Stopps geraten kann und neu gestartet werden muss und
nochmals gewartet werden muss, bis SIGSTOP gesehen wird. Noch eine weitere Komplikation
besteht darin, dass nicht sicher ist, ob der verfolgte Prozess nicht bereits mit Ptrace
gestoppt wurde, da keine Signallieferung stattfindet, obwohl es noch nicht einmal SIGSTOP
ist.
Falls der Verfolger stirbt, werden alle verfolgten Prozesse automatisch losgelöst und neu
gestartet, es sei denn, sie sind im Gruppenstopp. Die Handhabung des Neustarts aus dem
Gruppenstopp ist derzeit fehlerhaft, aber das »wie-geplant«-Verhalten ist, den verfolgten
Prozess gestoppt zu lassen und auf SIGCONT zu warten. Falls der verfolgte Prozess neu vom
Signallieferstopp gestartet wurde, wird das ausstehende Signal einspeist.
execve(2) unter Ptrace
Wenn ein Thread in einem Prozess mit mehreren Threads execve(2) aufruft, zerstört der
Kernel alle anderen Threads im Prozess und setzt die Thread-Kennung des ausführenden
Threads auf die Gruppenkennung (Prozesskennung) zurück. (Oder anders ausgedrückt, wenn ein
Prozess mit mehreren Threads ein execve(2) bei Vervollständigung des Aufrufs ausführt,
scheint es durch das execve(2) im führenden Thread der Prozessgruppe aufzutreten,
unabhängig davon, welcher Thread das execve(2) aufrief.) Dieses Zurücksetzen der
Thread-Kennung sieht für Verfolger sehr verwirrend aus:
* Alle anderen Threads stoppen im PTRACE_EVENT_EXIT-Stopp, falls die Option
PTRACE_O_TRACEEXIT eingeschaltet wurde. Dann melden alle anderen Threads außer dem
führenden Thread der Gruppe den Tod, als ob sie über _exit(2) mit dem Exit-Code 0
beendet worden wären.
* Der ausführende, verfolgte Prozess ändert seine Thread-Kennung, während er in dem
execve(2) ist. (Denken Sie daran, unter Ptrace ist die von waitpid(2) zurückgegebene
oder in Ptrace-Aufrufe gespeiste »PID«, die Thread-Kennung des verfolgten Prozesses.)
Sprich, die Thread-Kennung des verfolgten Prozesses wird zurückgesetzt, so dass sie
ihrer Prozesskennung entspricht, die dieselbe ist, wie die Thread-Kennung des führenden
Threads der Thread-Gruppe.
* Dann kommt es zu einem PTRACE_EVENT_EXEC-Stopp, falls die Option PTRACE_O_TRACEEXEC
eingeschaltet wurde.
* Falls der führende Thread der Gruppe seinen PTRACE_EVENT_EXEC-Stopp mittlerweile
gemeldet hat, scheint es für den Verfolger, als ob der tote führende Thread »aus dem
Nichts wieder auftaucht«. (Hinweis: Der führende Thread der Gruppe meldet den Tod nicht
über WIFEXITED(status) bis es mindestens einen lebenden anderen Thread gibt. Dies
eliminiert die Möglichkeit, dass der Verfolger ihn sterben und dann erneut erscheinen
sieht.) Falls der führende Thread der Gruppe immer noch lebt, könnte dies für den
Verfolger so aussehen, als ob der führende Thread der Gruppe von einem anderen
Systemaufruf als dem beigetretenen zurückkehrt oder sogar »von einem Systemaufruf
zurückkehrt, obwohl er in keinem Systemaufruf war«. Falls der führende Thread der
Gruppe nicht verfolgt wurde (oder von einem anderen Verfolger verfolgt wurde), dann
wird es während execve(2) so aussehen, als ob er ein verfolgter Prozess des Verfolgers
des ausführenden verfolgten Prozesses geworden wäre.
All die Auswirkungen oberhalb sind Artefakte des Thread-Kennungswechsels im verfolgten
Prozess.
Die Option PTRACE_O_TRACEEXEC ist das empfohlene Werkzeug für den Umgang mit dieser
Situation. Zuerst aktiviert es PTRACE_EVENT_EXEC-Stopp, der vor der Rückkehr von execve(2)
auftritt. In diesem Stopp kann der Verfolger PTRACE_GETEVENTMSG verwenden, um die
vorherige Thread-Kennung des verfolgten Prozesses zu erhalten. (Diese Funktion wurde in
Lunux 3.0 eingeführt.) Als zweites deaktiviert die Option PTRACE_O_TRACEEXEC die alte
SIGTRAP-Erzeugung auf execve(2).
Wenn der Verfolger die PTRACE_EVENT_EXEC-Stoppbenachrichtigung empfängt, ist garantiert,
dass außer diesem verfolgten Prozess und dem führenden Thread der Gruppe keine anderen
Threads des Prozesses lebendig sind.
Beim Empfang der PTRACE_EVENT_EXEC-Stoppbenachrichtigung sollte der Verfolger all seine
internen Datenstrukturen aufräumen, die Threads dieses Prozesses beschreiben und nur eine
Datenstruktur behalten, – eine, die den einzelnen, laufenden, verfolgten Prozess
beschreibt mit
Thread-Kennung == Thread-Gruppenkennung == Prozesskennung.
Beispiel: Zwei Threads rufen zur gleichen Zeit execve(2) auf:
*** wir bekommen einen Systemaufrufeintrittsstopp in Thread 1: **
PID1 execve("/bin/foo", "foo" <nicht abgeschlossen …>
*** wir liefern PTRACE_SYSCALL für Thread 1 **
*** wir bekommen einen Systemaufrufeintrittsstopp in Thread 2: **
PID2 execve("/bin/bar", "bar" <nicht abgeschlossen …>
*** wir liefern PTRACE_SYSCALL für Thread 2 **
*** wir bekommen PTRACE_EVENT_EXEC für PID0, wir liefern PTRACE_SYSCALL **
*** wir bekommen Systemaufrufbeendigungsstopp für PID0: **
PID0 <… execve wieder aufgenommen> ) = 0
Falls die Option PTRACE_O_TRACEEXEC für den ausführenden, verfolgten Prozess nicht in
Kraft ist und falls der verfolgte Prozess PTRACE_ATTACHed statt PTRACE_SEIZEd war, sendet
der Kernel ein zusätzliches SIGTRAP an den verfolgten Prozess, nachdem execve(2)
zurückgekehrt ist. Dies ist ein gewöhnliches Signal (ähnlich einem, das durch kill -TRAP
erzeugt werden kann), keine Spezialart eines Ptrace-Stopps. Unter Einsatz von
PTRACE_GETSIGINFO für dieses Signal gibt si_code auf 0 gesetzt (SI_USER) zurück. Dieses
Signal kann durch die Signalmaske blockiert sein und könnte daher (viel) später gesandt
werden.
Üblicherweise würde der Verfolger dem Anwender dieses zusätzliche SIGTRAP-Signal nach
Execve nicht zeigen wollen und seinen Versand an den verfolgten Prozess unterdrücken
(falls SIGTRAP auf SIGTRAP gesetzt ist, killt es das Signal). Es ist jedoch nicht einfach
zu bestimmen, welches SIGTRAP zu unterdrücken ist. Die empfohlene Herangehensweise ist,
die Option PTRACE_O_TRACEEXEC zu setzen oder PTRACE_SEIZE zu verwenden und damit dieses
zusätzliche SIGTRAP zu unterdrücken.
Echter Elternprozess
Die Ptrace-Programmierschnittstelle (miss)braucht die
Standard-UNIX-Eltern-/Kindprozess-Signalgebung über waitpid(2). Diese wird benutzt, um den
echten Elternprozess zum Stopp des Empfangs mehrerer Arten von
waitpid(2)-Benachrichtigungen zu veranlassen, wenn der Kindprozess durch einen anderen
Prozess verfolgt wird.
Viele dieser Fehler wurden behoben, aber ab Linux 2.6.38 existieren etliche immer noch;
siehe FEHLER oberhalb.
Ab Linux 2.6.38 wird davon ausgegangen, dass folgendes korrekt funktioniert:
* Beenden/Sterben durch Signal wird zuerst an den Verfolger gemeldet, dann, wenn der
Verfolger das waitpid(2)-Ergebnis verbraucht, an den echten Elternprozess (an den
echten Elternprozess nur, wenn der ganze Prozess aus mehreren Threads existiert). Falls
der Verfolger und der echte Elternprozess derselbe Prozess sind, wird der Bericht nur
einmal gesandt.
RÜCKGABEWERT
Bei Erfolg geben die PTRACE_PEEK*-Anfragen die angeforderten Daten zurück (aber siehe die
ANMERKUNGEN), die Anfrage PTRACE_SECCOMP_GET_FILTER liefert die Anzahl der Anweisungen in
dem BPF-Programm zurück, die Anfrage PTRACE_GET_SYSCALL_INFO liefert die Anzahl der Byte
zurück, die zum Schreiben durch den Kernel verfügbar sind und andere Anfragen geben Null
zurück.
Bei einem Fehler geben alle Anfragen -1 zurück und errno wird gesetzt, um den Fehler
anzuzeigen. Da der Wert, der von einer erfolgreichen PTRACE_PEEK*-Anfrage zurückgegeben
wurde, -1 sein könnte, muss der Aufrufende vor dem Aufruf errno leeren und es dann
hinterher untersuchen, um festzustellen, ob ein Fehler aufgetreten ist oder nicht.
FEHLER
EBUSY (nur i386) Es ist beim Reservieren oder der Freigabe eines Debug-Registers ein
Fehler aufgetreten.
EFAULT Es gab einen Versuch in einem ungültigen Bereich im Speicher des Verfolgers oder
des verfolgten Prozesses zu lesen oder zu schreiben, wahrscheinlich, weil der
Bereich nicht abgebildet war oder kein Zugriff möglich war. Unglücklicherweise
geben unter Linux mehrere Variationen dieser Ausnahmebehandlung mehr oder weniger
willkürlich EIO oder EFAULT zurück.
EINVAL Es wurde versucht, eine ungültige Option zu setzen.
EIO Anfrage ist ungültig, es wurde versucht, in einem ungültigen Bereich im Speicher
des Verfolgers oder des verfolgten Prozesses zu lesen oder zu schreiben, es gab
eine Verletzung der Ausrichtung an der »word«-Größe oder es wurde während des
Neustarts der Abfrage ein ungültiges Signal angegeben.
EPERM Der angegebene Prozess kann nicht verfolgt werden. Dies könnte daher rühren, dass
der Verfolger über unzureichende Privilegien verfügt (die Capability CAP_SYS_PTRACE
wird benötigt); unprivilegierte Prozesse können keine Prozesse verfolgen, denen sie
keine Signale senden können oder die SUID-/SGID-Programme ausführen, was
naheliegend ist. Alternativ könnte der Prozess bereits verfolgt werden oder (auf
Kerneln vor 2.6.26) init(1) (PID 1) sein.
ESRCH Der angegebene Prozess existiert nicht, wird derzeit nicht vom Aufrufenden verfolgt
oder ist nicht gestoppt (bei Anfragen, die einen gestoppten verfolgten Prozess
erfordern).
KONFORM ZU
SVr4, 4.3BSD.
ANMERKUNGEN
Obwohl Argumente für ptrace() gemäß dem angegebenen Prototypen interpretiert werden,
deklariert Glibc derzeit ptrace() als eine variable Funktion mit nur dem festen
Anfrage-Argument. Es wird empfohlen, immer vier Argumente anzugeben, sogar dann, wenn die
angeforderte Aktion sie nicht verwendet. Setzen Sie unbenutzte/ignorierte Argumente auf 0L
oder (void *) 0.
In Linux-Kerneln vor 2.6.26 kann init(1) den Prozess mit der Prozessnummer 1 nicht
verfolgen.
Der Elternprozess des verfolgten Prozesses wird weiterhin der Verfolger sein, selbst wenn
der Verfolger execve(2) aufruft.
Das Layout des Speicherinhalts und des BENUTZERbereichs sind ziemlich betriebsystem- und
architekturspezifisch. Der mitgelieferte Versatz und die zurückgegebenen Daten passen
möglicherweise nicht ganz zu der Definition von struct user.
Die Größe eines »word« wird durch die Betriebsystemvariante festgelegt (z.B. ist es für
ein 32-Bit-Linux 32 Bit).
Diese Seite dokumentiert die Möglichkeit, wie der ptrace()-Aufruf derzeit in Linux
arbeitet. Sein Verhalten unterscheidet sich auf anderen unixoiden Betriebssystemen
deutlich. Auf jeden Fall ist die Benutzung von ptrace() in hohem Grad abhängig vom
Betriebssystem und der Architektur.
Ptrace-Zugriffsmodusüberprüfung
Verschiedene Teile des Kernel-Benutzerraum-APIs (nicht nur ptrace()-Aktionen) benötigen
sogenannte »Ptrace-Zugriffsmodusüberprüfungen«, deren Ergebnis bestimmt, ob eine Aktion
erlaubt (oder, in wenigen Fällen, einer »Lese«-Aktion bereinigte Daten zurückliefern)
wird. Diese Überprüfungen werden in Fällen durchgeführt, in denen ein Prozess vertrauliche
Informationen über einen anderen Prozess einsehen könnte oder in einigen Fällen den
Zustand eines anderen Prozesse verändern könnte. Die Überprüfungen basieren auf Faktoren
wie den Berechtigungsnachweisen und den Capabilitys der zwei Prozesse, ob der
Speicherinhalt des »Zielprozesses« ausgegeben werden kann und dem Ergebnis der
Überprüfungen, die durch jedes aktivierte Linux-Sicherheitsmodul (LSM) – zum Beispiel
SELinux, Yama oder Smack – und durch das Commoncap-LSM (das immer ausgeführt wird),
ausgeführt wird.
Vor Linux 2.6.27 waren alle Zugriffsprüfungen von einem einzigen Typ. Seit Linux 2.6.27
werden zwei Zugriffsmodi unterschieden:
PTRACE_MODE_READ
Für »Lese«-Aktionen oder andere Aktionen, die weniger gefährlich sind, wie
get_robust_list(2); kcmp(2); Lesen aus /proc/[PID]/auxv, /proc/[PID]/environ oder
/proc/[PID]/stat; oder readlink(2) einer /proc/[PID]/ns/*-Datei.
PTRACE_MODE_ATTACH
Für »Schreibe«-Aktionen oder andere Aktionen, die gefährlicher sind, wie
Ptrace-Anhängungen (PTRACE_ATTACH) an einen anderen Prozess oder Aufrufe von
process_vm_writev(2). (PTRACE_MODE_ATTACH war tatsächlich die Vorgabe vor Linux
2.6.27.)
Seit Linux 4.5 sind die obigen Zugriffsmodusprüfungen mittels ODER mit einem der folgenden
Modifikatoren verknüpft:
PTRACE_MODE_FSCREDS
Die Dateisystem-UID und -GID (siehe credentials(7)) oder die effektiven Capabilitys
für LSM-Prüfungen des Aufrufenden verwenden.
PTRACE_MODE_REALCREDS
Die reale UID und GID oder die erlaubten Capabilitys für LSM-Prüfungen des
Aufrufenden verwenden. Dies war vor Linux 4.5 die Vorgabe.
Da die Kombination eines der Berechtigungsnachweise-Modifikatoren mit einem der
vorgenannten Zugriffsmodi typisch ist, sind ein paar Makros in den Kernelquellen für die
Kombinationen definiert.
PTRACE_MODE_READ_FSCREDS
Definiert als PTRACE_MODE_READ | PTRACE_MODE_FSCREDS.
PTRACE_MODE_READ_REALCREDS
Definiert als PTRACE_MODE_READ | PTRACE_MODE_REALCREDS.
PTRACE_MODE_ATTACH_FSCREDS
Definiert als PTRACE_MODE_ATTACH | PTRACE_MODE_FSCREDS.
PTRACE_MODE_ATTACH_REALCREDS
Definiert als PTRACE_MODE_ATTACH | PTRACE_MODE_REALCREDS.
Ein weiterer Modifikator kann mit den Zugriffsmodus mittels ODER verknüpft werden:
PTRACE_MODE_NOAUDIT (seit Linux 3.3)
Diese Zugriffsmodusprüfung nicht auditieren. Dieser Modifikator wird für
Ptrace-Zugriffsmodusprüfungen eingesetzt (wie z.B. Prüfungen beim Lesen von
/proc/[PID]/stat), die lediglich die Ausgabe filtern oder bereinigen, statt dem
Aufrufenden einen Fehler zurückzuliefern. In diesen Fällen ist der Zugriff auf die
Datei keine Sicherheitsverletzung und es gibt keinen Grund, einen
Sicherheitsauditdatensatz zu erstellen. Dieser Modifikator unterdrückt die
Erstellung eines solchen Auditdatensatzes für diese Zugriffsprüfung.
Beachten Sie, dass alle in diesem Unterabschnitt beschriebenen Konstanten PTRACE_MODE_*
kernelintern und nicht im Anwendungsraum sichtbar sind. Die Konstantennamen werden hier
benannt, um den verschiedenen Arten von Ptrace-Zugriffsmodusprüfungen, die für
verschiedene Systemaufrufe und Zugriff auf verschiedene Pseudodateien (z.B. unter /proc)
durchgeführt werden, einen Namen zu geben. Diese Namen werden in anderen Handbuchseiten
benutzt, um eine einfache Abkürzung für die Benennung der verschiedenen Kernelprüfungen
bereitzustellen.
Der für Ptrace-Zugriffsmodusprüfungen eingesetzte Algorithmus bestimmt, ob dem aufrufenden
Prozess erlaubt wird, die entsprechende Aktion auf dem Zielprozess durchzuführen. (Im
Falle des Öffnens von /proc/[PID]-Dateien ist der »aufrufende Prozess« derjenige, der die
Datei öffnet, und der Prozess mit der entsprechenden PID der »Zielprozess«). Der
Algorithmus geht wie folgt:
1. Falls der aufrufende Thread und der Ziel-Thread in der gleichen Thread-Gruppe sind,
wird der Zugriff immer erlaubt.
2. Falls der Zugriffsmodus PTRACE_MODE_FSCREDS festlegt, dann wird für die Prüfung im
nächsten Schritt die Dateisystem-UID und -GID des Aufrufenden verwandt. (Wie in
credentials(7) vermerkt, haben die Dateisystem-UID und -GID fast immer die gleichen
Werte wie die entsprechenden effektiven Kennungen.)
Andernfalls legt der Zugriffsmodus PTRACE_MODE_REALCREDS fest, so dass die reale UID
und GID für die Prüfungen im nächsten Schritt verwandt werden. (Die meisten APIs, die
die UIDs und GIDs des Aufrufenden prüfen, verwenden effektive Kennungen. Aus
historischen Gründen verwendet die Prüfung PTRACE_MODE_REALCREDS stattdessen die realen
Kennungen.)
3. Zugriff verweigern, falls keines der Folgenden wahr ist:
• Die reale, effektive und saved-set-Benutzerkennungen des Zieles passen auf die der
Benutzerkennung des Aufrufenden und die reale, effektive und saved-set-Gruppenkennung
des Zieles passen auf die der Gruppenkennung des Aufrufenden.
• Der Aufrufende verfügt über die Capability CAP_SYS_PTRACE in dem Benutzernamensraum
des Ziels.
4. Verweigert den Zugriff, falls das Attribut »dumpable« einen anderen Wert als 1
(SUID_DUMP_USER, siehe die Diskussion von PR_SET_DUMPABLE in prctl(2)) hat und der
Aufrufende nicht über die Capability CAP_SYS_PTRACE in dem Benutzernamensraum des
Zielprozesses verfügt.
5. Die Schnittstelle security_ptrace_access_check() wird aufgerufen, um zu erkennen, ob
Ptrace-Zugriff erlaubt ist. Das Ergebnis hängt von dem/den LSM(en) ab. Die
Implementierung dieser Schnittstelle im LSM Commoncap führt die folgenden Schritte
durch:
a) Falls der Zugriffsmodus PTRACE_MODE_FSCREDS enthält, dann wird die effektive
Capability-Menge des Aufrufenden in der nachfolgenden Prüfung verwandt, andernfalls
(der Zugriffsmodus legt PTRACE_MODE_REALCREDS fest) wird die erlaubte
Capability-Menge des Aufrufenden verwandt.
b) Zugriff verweigern, falls keines der Folgenden wahr ist:
• Der aufrufende und der Zielprozess sind im gleichen Benutzernamensraum und die
Capabilitys des Aufrufenden sind eine Obermenge der erlaubten Capabilitys des
Zielprozesses.
• Der Aufrufende verfügt über die Capability CAP_SYS_PTRACE in dem
Benutzernamensraum des Zielprozesses.
Beachten Sie, dass das LSM Commoncap nicht zwischen PTRACE_MODE_READ und
PTRACE_MODE_ATTACH unterscheidet.
6. Falls der Zugriff in den vorhergehenden Schritten nicht verweigert wurde, dann wird er
erlaubt.
/proc/sys/kernel/yama/ptrace_scope
Auf Systemen, auf denen das Yama Linux Security Module (LSM) installiert (d.h. der Kernel
mit CONFIG_SECURITY_YAMA konfiguriert worden) ist, kann die Datei
/proc/sys/kernel/yama/ptrace_scope (verfügbar seit Linux 3.4) zum Einschränken der
Nachverfolgung von Prozessen mit ptrace() verwandt werden (und damit auch die Möglichkeit,
Werkzeuge wie strace(1) und gdb(1) zu verwenden). Das Ziel einer solchen Einschränkung
besteht darin, Angriffseskalationen zu vermeiden, bei denen ein kompromittierter Prozess
sich mittels Ptrace-attach an andere sensitive Prozesse (z.B. einem GPG-Agenten oder einer
SSH-Sitzung), die dem Benutzer gehören, anhängen könnte, um zusätzliche
Berechtigungsnachweise zu erlangen, die im Speicher existieren, und damit den Umfang des
Angriffs zu erhöhen.
Genauer gesagt begrenzt die Yama LSM zwei Arten von Aktionen:
* Jede Aktion, die eine Ptrace-Zugriffsmodusprüfung PTRACE_MODE_ATTACH durchführt –
beispielsweise ptrace() PTRACE_ATTACH. (Siehe die obige Diskussion
»Ptrace-Zugriffsmodusüberprüfung«).
* ptrace() PTRACE_TRACEME.
Ein Prozess, der über die Capability CAP_SYS_PTRACE verfügt, kann die Datei
/proc/sys/kernel/yama/ptrace_scope mit einem der folgenden Werte aktualisieren:
0 (»klassische Ptrace-Berechtigungen«)
Keine zusätzlichen Beschränkungen bei Aktionen, die
PTRACE_MODE_ATTACH-Überprüfungen durchführen (die über die von Commoncap und
anderen LSMs hinausgehen).
PTRACE_TRACEME wird unverändert verwandt.
1 (»eingeschränkter Ptrace«) [Vorgabewert]
Wenn eine Aktion durchgeführt wird, die eine PTRACE_MODE_ATTACH-Überprüfung
benötigt, muss der aufrufende Prozess entweder über die Capability CAP_SYS_PTRACE
in dem Benutzernamensraum des Zielprozesses verfügen oder er muss eine vorbestimmte
Beziehung zum Zielprozess haben. Standardmäßig ist die vorbestimmte Beziehung, dass
der Zielprozess ein Nachkomme des Aufrufenden sein muss.
Ein Zielprozess kann die prctl(2)-Aktion PR_SET_PTRACER einsetzen, um eine
zusätzliche PID zu erklären, der es erlaubt ist, PTRACE_MODE_ATTACH-Aktionen auf
dem Ziel durchzuführen. Siehe die Kernelquelldatei
Documentation/admin-guide/LSM/Yama.rst (oder Documentation/security/Yama.txt vor
Linux 4.13) für weitere Details.
PTRACE_TRACEME wird unverändert verwandt.
2 (»nur Admin-Anhängung«)
Nur Prozesse mit der Capability CAP_SYS_PTRACE im Benutzernamensraum des
Zielprozesses dürfen PTRACE_MODE_ATTACH-Aktionen durchführen oder Kinder, die
PTRACE_TRACEME einsetzen, verfolgen.
3 (»keine Anhängung«)
Kein Prozess darf PTRACE_MODE_ATTACH-Aktionen durchführen oder Kindprozesse
verfolgen, die PTRACE_TRACEME einsetzen.
Sobald dieser Wert in die Datei geschrieben wurde, kann er nicht mehr geändert
werden.
Beachten Sie im Hinblick auf die Werte 1 und 2, dass die Erstellung eines neuen
Benutzernamensraums effektiv den durch Yama bereitgestellten Schutz entfernt. Dies rührt
daher, dass der Prozess in dem Elternbenutzerraum, dessen effektive UID auf die UID des
Erstellers des Kindnamensraums passt, über alle Capabilitys (einschließlich
CAP_SYS_PTRACE) verfügt, wenn er Aktionen innerhalb des Kindnamensraums (und weiter
entfernter Nachkommen dieses Namensraums) durchführt. Wenn ein Prozess versucht, einen
Benutzernamensraum zu verwenden, um sich in eine Sandbox zu bringen, wird er
konsequenterweise den durch das Yama LSM bereitgestellten Schutz schwächen.
Unterschiede C-Bibliothek/Kernel
Auf der Systemaufrufebene haben die Anfragen PTRACE_PEEKTEXT, PTRACE_PEEKDATA und
PTRACE_PEEKUSER eine unterschiedliche Programmierschnittstelle: Sie speichern das Ergebnis
an der durch den Parameter Daten angegebenen Adresse und der Rückgabewert ist ein
Fehlercode. Die Glibc-Wrapper-Funktion stellt die oben in BESCHREIBUNG angegebene
Programmierschnittstelle bereit. Ihr Ergebnis wird über den Rückgabewert der Funktion
zurückgegeben.
FEHLER
Auf Rechnern mit 2.6 Kernel-Headern ist PTRACE_SETOPTIONS mit einem anderen Wert
deklariert, als auf einem für 2.4. Dies führt dazu, dass Anwendungen, die mit
2.6-Kernel-Headern kompiliert wurden, bei der Ausführung auf 2.4er Kerneln scheitern. Dies
kann durch Neudefinieren von PTRACE_SETOPTIONS zu PTRACE_OLDSETOPTIONS umgangen werden,
wenn dies definiert ist.
Gruppenstoppbenachrichtigungen werden an der Verfolger gesandt, aber nicht an den echten
Elternprozess. Zuletzt auf 2.6.38.6 bestätigt.
Falls ein führender Thread einer Gruppe verfolgt und durch den Aufruf von _exit(2) beendet
wird, wird es für ihn zu einem PTRACE_EVENT_EXIT-Stopp kommen (falls angefordert), aber
die nachfolgende WIFEXITED-Benachrichtigung wird nicht gesandt, bis alle anderen Threads
beendet sind. Wie oben erklärt, wird der Tod des führenden Prozesses der Gruppe gemeldet,
falls einer der anderen Threads execve(2) aufruft. Falls der ausgeführte Thread nicht
durch den Verfolger verfolgt wird, wird der Verfolger niemals erfahren, dass execve(2)
auftrat. Eine mögliche Notlösung ist ein PTRACE_DETACH für den führenden Thread der
Gruppe, anstatt ihn in diesem Fall neu zu starten. Zuletzt auf 2.6.38.6 bestätigt.
Ein SIGKILL-Signal kann immer noch einen PTRACE_EVENT_EXIT-Stopp vor dem tatsächlichen
Signaltod verursachen. Dies könnte in Zukunft geändert werden; SIGKILL ist dazu gedacht,
Aufgaben immer sofort zu killen, sogar unter Ptrace. Zuletzt auf Linux 3.13 bestätigt.
Einige Systemaufrufe kehren mit EINTR zurück, falls ein Signal an den verfolgten Prozess
gesandt, die Auslieferung aber durch den Verfolger unterdrückt wurde. (Dies ist eine ganz
typische Aktion: Sie wird normalerweise von Fehlersuchprogrammen bei jedem Anhängen
durchgeführt, um kein fingiertes SIGSTOP einzuleiten.) Ab Linux 3.2.9 werden die folgenden
Systemaufrufe beeinflusst (diese Liste ist wahrscheinlich nicht vollständig):
epoll_wait(2) und read(2) von einem inotify(7)-Dateideskriptor. Das übliche Anzeichen für
diesen Fehler ist, falls Sie einen ruhenden Prozess mit dem Befehl
strace -p <Prozesskennung>
anhängen, dass Sie statt der erwarteten einzeiligen Ausgabe, wie
restart_syscall(<… resuming interrupted call …>_
oder
select(6, [5], NULL, [5], NULL_
('_' kennzeichnet die Cursor-Position) mehr als eine Zeile beobachten können, zum
Beispiel:
clock_gettime(CLOCK_MONOTONIC, {15370, 690928118}) = 0
epoll_wait(4,_
Was hier nicht sichtbar ist, ist, dass der Prozess in epoll_wait(2) blockiert wurde, bevor
strace(1) an ihn angehängt hat. Das Anhängen verursachte ein epoll_wait(2), um zum
Anwendungsraum mit dem Fehler EINTR zurückzukehren. In diesem besonderen Fall reagiert das
Programm auf EINTR, indem die aktuelle Zeit geprüft und dann epoll_wait(2) erneut
ausgeführt wird. (Programme, die keine derartigen »verirrten« EINTR-Fehler erwarten,
können sich bei einem strace(1)-Anhängen in unbeabsichtigter Weise verhalten.)
Entgegen den normalen Regeln kann der Glibc-Wrapper für ptrace() errno auf Null setzen.
SIEHE AUCH
gdb(1), ltrace(1), strace(1), clone(2), execve(2), fork(2), gettid(2), prctl(2),
seccomp(2), sigaction(2), tgkill(2), vfork(2), waitpid(2), exec(3), capabilities(7),
signal(7)
KOLOPHON
Diese Seite ist Teil der Veröffentlichung 5.13 des Projekts Linux-man-pages. Eine
Beschreibung des Projekts, Informationen, wie Fehler gemeldet werden können sowie die
aktuelle Version dieser Seite finden sich unter https://www.kernel.org/doc/man-pages/.
ÜBERSETZUNG
Die deutsche Übersetzung dieser Handbuchseite wurde von Patrick Rother <krd@gulu.net>,
Chris Leick <c.leick@vollbio.de>, Mario Blättermann <mario.blaettermann@gmail.com> und
Helge Kreutzmann <debian@helgefjell.de> erstellt.
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Version 3 ⟨https://www.gnu.org/licenses/gpl-3.0.html⟩ oder neuer bezüglich der Copyright-
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