1.浅析linux 内核 高精度定时器（hrtimer）实现机制（二）
2.Linux 中断（ IRQ / softirq ）基础：原理及内核实现
3.Nftables CVE-2023-0179提权利用
4.网卡数据包的接收（netif_rx）
浅析linux 内核 高精度定时器（hrtimer）实现机制（二）
分析linux内核高精度定时器(hrtimer)的实现机制时，首先介绍的是定时器的迁移过程switch_hrtimer_base。该函数会尝试选择一个新的hrtimer_cpu_base结构体，用于定时器的激活。get_target_base函数被用于挑选新的迁移位置，这个函数的opengl船舶仿真源码代码与分析低分辨率定时器层时的定时器迁移概念相似。timers_migration_enabled变量在切换到NO_HZ模式时变为True，退出NO_HZ模式时变为False，用于判断是否可以进行迁移。只有在切换到NO_HZ模式且定时器未绑定到特定CPU的情况下，才会进行迁移选择。get_nohz_timer_target函数会判断当前CPU是否处于空闲状态，如果不是，则返回当前CPU编号，如果是空闲，则会找到最近一个忙碌的处理器并返回其编号。所有条件不满足时，会直接返回传入的hrtimer_cpu_base结构体指针。
接下来分析hrtimer_callback_running函数，用于检查要迁移的定时器是否正是当前正在处理的定时器。hrtimer_check_target函数则用于检查定时器的到期时间是否早于要迁移到的CPU上即将到期的时间。如果高分辨率定时器的到期时间比目标CPU上的所有定时器到期时间还要早，并且目标CPU不是当前CPU，那么激活目标CPU会涉及到通知该CPU重新编程定时器，这通常不如直接在当前CPU上激活定时器来得简单。因此，如果迁移操作与实际激活操作没有关系，即使从get_target_base函数获得的base与定时器中指定的base相同，迁移操作也会进行。
在迁移过程中，内核会临时将定时器的hrtimer_clock_base结构体变量设置为全局变量migration_base的指针。这个全局变量仅用于在获得定时器所属CPU的hrtimer_cpu_base结构体变量时，通过判断base变量是否等于migration_base的指针来判断定时器是否正在迁移。这样的设计可以在未正式加锁之前过滤掉很多情况，从而提高速度。
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在低精度模式下，高分辨率定时器层通过普通（低分辨率）定时器层驱动。当Tick到来时，其处理函数会调用hrtimer_run_queues函数通知高分辨率定时器层。每次调用该函数时，都会判断是否可以切换到高精度模式。如果可以切换，会调用hrtimer_switch_to_hres完成切换并退出。如果不需要切换，则从时间维护层获得当前时间和各种偏移值，并设置到所有的hrtimer_clock_base结构体中。如果当前时间不早于softirq_expires_next变量的值，表示“软”定时器已到期，需要激活软中断处理程序。在软中断处理程序中，首先调用hrtimer_update_base函数更新当前时间，并在适当时候执行，处理到期的“软”定时器。该处理程序会遍历所有指定类型（“软”或“硬”）的到期定时器，判断定时器的“软”到期时间是否已到，处理到期定时器，并循环取下一个要到期的定时器。最后，会调用hrtimer_reprogram函数对底层定时事件设备进行重编程。
在高精度模式下，周期处理函数hrtimer_interrupt在定时事件设备到期后调用。处理过程包括激活HRTIMER_SOFTIRQ软中断处理程序，处理所有“软”定时器，并对底层定时事件设备进行重编程。重编程确保设备在到期后能正确触发中断，响应式源码论坛同时避免在一次中断中处理过多定时器，以防止超时。通过查找和设置到期时间时使用“硬”到期时间，而在处理定时器时使用“软”到期时间，内核能尽量减少中断调用，提高性能。
低精度模式切换到高精度模式的hrtimer_switch_to_hres函数通过调用tick_init_highres函数实现切换，将定时事件设备切换到单次触发模式，并设置中断处理函数为hrtimer_interrupt。一旦完成切换，底层定时事件设备将始终工作在单次触发模式。切换成功后，必须找到最近到期的定时器，并用其到期事件对定时事件设备进行重编程，确保设备能正确响应到期。
在高精度模式下，中断处理程序通过直接调用__hrtimer_run_queues函数处理所有“硬”定时器，并激活HRTIMER_SOFTIRQ软中断处理程序来处理所有“软”定时器。在高精度模式下，底层定时事件设备始终处于单次触发模式，因此在到期后必须进行重编程。如果编程失败，重试三次后，适当延迟到期事件后再次尝试编程，并强制执行。
使用实例展示了高精度定时器在实际应用中的精度，时间戳显示其定时精度可达到ms级别。
Linux 中断（ IRQ / softirq ）基础：原理及内核实现
中断（IRQ），尤其是软中断（softirq）的广泛用途之一是网络数据包的接收与发送，但其应用场景并非单一。本文将全面整理中断（IRQ）与软中断（softirq）的基础知识，这些内容与网络数据包处理虽无直接联系，但整理本文旨在更深入地理解网络数据包处理机制。
什么是中断？
CPU 通过时分复用处理多任务，其中包括硬件任务，Kfr矿机源码如磁盘读写、键盘输入，以及软件任务，如网络数据包处理。CPU 在任何时刻只能执行一个任务。当某个硬件或软件任务当前未被执行，但希望CPU立即处理时，会向CPU发送中断请求——希望CPU暂停手头工作，优先服务“我”。中断以事件形式通知CPU，因此常看到“在XX条件下会触发XX中断事件”的表述。
中断分为两类：
管理中断的设备：Advanced Programmable Interrupt Controller（APIC）。
硬中断的中断处理流程
中断随时发生，处理流程如下：
Maskable and non-maskable
Maskable interrupts 在x_上可以通过sti/cli指令来屏蔽（关闭）和恢复：
在屏蔽期间，这种类型的中断不会触发新的中断事件。大部分IRQ都属于这种类型。例如，网卡的收发包硬件中断。
Non-maskable interrupts 不可屏蔽，因此属于更高优先级的类型。
问题：执行速度与逻辑复杂性之间的矛盾
IRQ处理器的两个特点如下：
存在内在矛盾。
解决方式：中断的推迟处理（deferred interrupt handling）
传统解决方式是将中断处理分为两部分：
这种方式称为中断的推迟处理或延后处理。现在已是一个通用术语，涵盖各种推迟执行中断处理的方式。中断分为两部分处理：
在Linux中，有三种推迟中断（deferred interrupts）：
具体细节将在后续介绍。
软中断与软中断子系统
软中断是内核子系统的一部分：
每个CPU上会初始化一个ksoftirqd内核线程，负责处理各种类型的softirq中断事件；
使用cgroup ls或ps -ef都能看到：
软中断事件的handler提前注册到softirq子系统，注册方式为open_softirq(softirq_id, handler)
例如，注册网卡收发包（RX/TX）软中断处理函数：
软中断占用了CPU的总开销：可以使用top查看，第三行倒数第二个指标是系统的软中断开销（si字段）：
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主处理
smpboot.c类似于事件驱动的循环，会调度ksoftirqd线程执行pending的红包扫雷源码出售软中断。ksoftirqd内部会进一步调用到__do_softirq，
避免软中断占用过多CPU
软中断的潜在影响：推迟执行的部分（如softirq）可能会占用较长时间，在这段时间内，用户空间线程只能等待。反映在top中，si占比。
不过softirq调度循环对此有所改进，通过budget机制来避免softirq占用过多CPU时间。
硬中断-软中断调用栈
softirq是一种推迟中断处理机制，将IRQ的大部分处理逻辑推迟在这里执行。有两条路径都会执行到softirq主处理逻辑__do_softirq()：
1、CPU调度到ksoftirqd线程时，会执行到__do_softirq()；
2、每次IRQ handler退出时：do_IRQ()->...
do_IRQ是内核中主要的IRQ处理方式。它执行结束时，会调用exiting_irq()，这会展开成irq_exit()。后者会检查是否pending有softirq，如果有，则唤醒：
进而会使CPU执行到__do_softirq。
软中断触发执行的步骤
总结，每个软中断会经过以下阶段：
以收包软中断为例，IRQ handler并不执行NAPI，只是触发它，在内部会执行到raiseNET_RX_SOFTIRQ；真正的执行在softirq，会调用网卡的poll()方法收包。IRQ handler中会调用napi_schedule()，然后启动NAPI poll()。
需要注意的是，虽然IRQ handler所做的工作很少，但处理这个包的softirq和IRQ在同一CPU上运行。这意味着，如果大量的包都放在同一个RX队列，虽然IRQ开销可能不多，但该CPU仍然会非常繁忙，都花费在softirq上。解决方式：RPS。它不会降低延迟，只是将包重新分配：RXQ->CPU。
三种推迟执行方式（softirq/tasklet/workqueue）
提到，Linux中的三种推迟中断执行方式：
其中：
前面已经看到，Linux在每个CPU上创建了一个ksoftirqd内核线程。
softirqs是在Linux内核编译时确定的，例如网络收包对应的NET_RX_SOFTIRQ软中断。因此是一种静态机制。如果想添加一种新softirq类型，需要修改并重新编译内核。
内部组织
内部由一个数组（或称为向量）管理，每个软中断号对应一个softirq handler。数组与注册：
在5.中所有类型的softirq：
也就是在cat /proc/softirqs看到的哪些。
触发（唤醒）softirq
以收包软中断为例，IRQ handler并不执行NAPI，只是触发它，在内部会执行到raiseNET_RX_SOFTIRQ；真正的执行在softirq，会调用网卡的poll()方法收包。IRQ handler中会调用napi_schedule()，然后启动NAPI poll()。
如果对内核源码有一定了解，会发现softirq使用非常有限，原因之一是它是静态编译的，依赖内置的ksoftirqd线程来调度内置的9种softirq。如果想添加一种新功能，就得修改并重新编译内核，开发成本很高。
实际上，实现推迟执行的更常用方式是tasklet。它构建在softirq机制之上，具体来说就是使用了两种softirq：
换句话说，tasklet是在运行时（runtime）创建和初始化的softirq，
内核软中断子系统初始化了两个per-cpu变量：
tasklet再执行针对list的循环：
tasklet在内核中的使用非常广泛。不过，后面又出现了第三种方式：workqueue。
这也是一种推迟执行机制，与tasklet有些相似，但有显著不同。
使用场景
简而言之，workqueue子系统提供了一个接口，通过该接口可以创建内核线程来处理从其他地方enqueue过来的任务。这些内核线程称为worker threads，内置的per-cpu worker threads：
结构体
kworker线程调度workqueues，原理与ksoftirqd线程调度softirqs类似。然而，我们可以为workqueue创建新的线程，而softirq则不行。
参考资料引用链接
[1]
中断与中断处理：0xax.gitbooks.io/linux-...
作者：赵亚楠 原文：arthurchiao.art/blog/li...来源：云原生实验室
Nftables CVE--提权利用
在分析了CVE---Nftables整型溢出漏洞的成因之后，本文接下来将深入探讨如何利用这一漏洞。首先，了解到payload_eval_copy_vlan函数中存在整型溢出问题，这使得我们可以将vlan头部结构拷贝至寄存器（NFT_REG_-NFT_REG_）中，而该变量位于栈上，因此可以覆盖到栈上的其他变量。
然而，观察源码后发现regs变量无法直接覆盖到返回地址。进一步分析后发现，jumpstack变量位于regs变量下方，因此可以利用整型溢出覆盖到jumpstack变量。接下来，我们关注nft_jumpstack结构体，该结构体在nft_do_chain函数中起作用，当状态寄存器被设置为JUMP条件时，程序将跳转至其他chain进行处理。保存完当前chain状态后，程序将跳转至目的chain，即存储在regs.verdict.chain中。
还原chain的过程涉及通过递减stackptr来取出存储在jumpstack变量中的chain、rule、lastrule，然后进行rule的解析。需要注意的是，在遍历rule时，循环条件为rule < lastrule。因此，在伪造lastrule时，需要确保其值大于rule，否则无法进入循环内部。
接着，观察nft_rule_dp结构体，发现其中包含用于存储nft_expr结构体指针的八个字节。通过篡改该指针，可以劫持程序流程。为了解决这一问题，作者从ctfiot.com/.html中学习了一个技巧：使用ptype /o struct xxx显示结构体信息与偏移。
构建流程如下：通过漏洞溢出至nft_jumpstack结构体，并修改rule变量指向可控内容的地址。同时，将lastrule值篡改为大于rule的值。接下来，在可控内容中伪造一个nft_rule_dp结构体，篡改第一个八个字节（填充位）和第二个八个字节（函数表指针）的值，使其分别指向可控内容的地址。之后，在该地址处伪造nft_expr，将ops变量指向所需执行的函数。
分析后得知，通过上述手段可以实现程序流程的劫持。接下来，需要考虑如何伪造上述结构体。在nft_payload_copy_vlan函数中，漏洞点在于将vlan头数据复制到寄存器中，由于vlan头地址低于寄存器地址，导致在复制完vlan头后会覆盖寄存器值。这里，我们可以通过控制NFT_REG_的值来实现对jumpstack结构体的篡改。
由于可以控制regs变量，首先泄露regs地址，然后在此基础上伪造rule并重新指向jumpstack。这里采用将last_rule设置为函数地址的技巧，以节省八个字节的空间。然而，仅控制八个字节的函数指针不足以构造完整的ROP链，因此需要使用栈迁移。栈迁移的目标是控制一段内存，选择regs作为目标。
在寻找合适的栈迁移gadget时，作者使用了vmlinux-to-elf工具提取符号表，然后利用ropper工具搜索gadget。但尝试后发现大部分gadget不可用。作者最后尝试使用objdump工具提取gadget，并通过搜索add rsp.*等指令找到栈迁移的gadget。进一步计算栈顶与regs函数地址的差值，找到相应的栈迁移gadget。
在提权方面，作者通过覆盖modprobe_path实现提权。选择合适的gadget将rdi设置为modprobe_path，rax设置为覆盖后的路径。然而，在返回到nf_hook_slow函数时，由于设置了rax值导致状态码无法正确设置，程序跳转至NF_DROP分支，导致内核异常。最终，作者在rbp中找到了一个do_softirq函数，并尝试将其作为返回地址。运行后发现程序能够正常返回到用户态。
最后，验证新用户是否已写入至/etc/passwd文件中，完成提权过程。完整exploit代码可参考github.com/h0pe-ay/Vuln.../poc.c。相关资料参考链接包括github.com/TurtleARM/CV...
网卡数据包的接收（netif_rx）
网卡数据包接收的核心操作主要围绕netif_rx和其相关的内部函数进行，如netif_rx_internal。这些函数的目的是处理网卡接收到的skb（Sk_buff，网络数据包）并将其存储起来，以供后续处理。
存储路径的关键在于netsoft_data结构，每个CPU都有自己的实例。当网卡收到新的skb时，它会被添加到netsoft_data结构中的input_pkt_queue队列。只有当input_pkt_queue为空时，才会触发napi_schedule_rps，这会启动一个软中断，以便重新激活中断处理流程。
进一步追踪，napi_schedule_rps通过一系列调用链最终将napi_struct添加到poll_list中，并触发NET_RX_SOFTIRQ软中断。然而，值得注意的是，虽然我们可以在驱动函数和netif_rx系列中找到与skb处理相关的部分，但并未直接找到将驱动的napi_struct添加到backlog（这里可能指的是input_pkt_queue）的具体步骤。
总结来说，网卡数据包接收的过程涉及数据包的接收、存储，以及通过napi机制管理软中断，但驱动中napi_struct如何精确地加入到backlog的具体实现细节并不明显。这可能需要深入驱动源码或者相关文档以获取更详细的解答。
