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ptrace(2) System Calls Manual ptrace(2)

BEZEICHNUNG

ptrace - Prozessverfolgung

BIBLIOTHEK

Standard-C-Bibliothek (libc, -lc)

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:

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.
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.)
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.)
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.
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.
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.
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.
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.
verändert die Register des verfolgten Prozesses. Die Bedeutung von Adresse und Daten ist analog zu PTRACE_GETREGSET.
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.)
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.)
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.
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)).
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)).
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:
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.
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.
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.
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.
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.
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.
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.
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
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.
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.
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.)
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.)
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.)
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).
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.
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.
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.
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.
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.
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.
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.
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.)
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.)
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.)
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:
Die Komponente entry der Union enthält Informationen mit Bezug zu einem Systemaufruf-Eintrags-Stopp.
Die Komponente exit der Union enthält Informationen mit Bezug zu einem Systemaufruf-Exit-Stopp.
Die Komponente seccomp der Union enthält Informationen mit Bezug zu einem PTRACE_EVENT_SECCOMP-Stopp
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:

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)).
stoppt vor dem Zurückkehren von fork(2) oder clone(2) mit dem auf SIGCHLD gesetzten Beendigungssignal.
stoppt vor dem Zurückkehren von clone(2).
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.

stoppt vor dem Zurückkehren von execve(2). Ab Linux 3.0, gibt PTRACE_GETEVENTMSG die vorherige Thread-Kennung zurück.
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.
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).
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:

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.
SIGTRAP wurde vom Kernel gesandt.
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

(nur i386) Es ist beim Reservieren oder der Freigabe eines Debug-Registers ein Fehler aufgetreten.
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.
Es wurde versucht, eine ungültige Option zu setzen.
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.
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 (Linux vor 2.6.26) init(1) (PID 1) sein.
Der angegebene Prozess existiert nicht, wird derzeit nicht vom Aufrufenden verfolgt oder ist nicht gestoppt (bei Anfragen, die einen gestoppten verfolgten Prozess erfordern).

STANDARDS

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-Versionen 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:

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.
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:

Die Dateisystem-UID und -GID (siehe credentials(7)) oder die effektiven Capabilitys für LSM-Prüfungen des Aufrufenden verwenden.
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.

Definiert als PTRACE_MODE_READ | PTRACE_MODE_FSCREDS.
Definiert als PTRACE_MODE_READ | PTRACE_MODE_REALCREDS.
Definiert als PTRACE_MODE_ATTACH | PTRACE_MODE_FSCREDS.
Definiert als PTRACE_MODE_ATTACH | PTRACE_MODE_REALCREDS.

Ein weiterer Modifikator kann mit den Zugriffsmodus mittels ODER verknüpft werden:

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:
(5.1)
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.
(5.2)
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 Linux-Headern ist PTRACE_SETOPTIONS mit einem anderen Wert deklariert, als auf einem für 2.4. Dies führt dazu, dass Anwendungen, die mit 2.6-Linux-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)

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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5. Februar 2023 Linux man-pages 6.03