当一个可执行文件已经为write而open时，此时的可执行文件是不允许被执行的。反过来，一个文件正在执行时，它也是不允许同时被write模式而open的。这个约束很好理解，因为文件执行和文件被写应该需要同步保护，因此内核会保证这种同步。那么内核是如何实现该机制的呢?

Inode结点中包含一个数据项，叫做i_writecount,很明显是用于记录文件被写的个数的，用于同步的，其类型也是atomic_t. 内核中有两个我们需要了解的函数，与write操作有关，分别是:

int get_write_access(struct inode * inode)

{

spin_lock(&inode->i_lock);

if (atomic_read(&inode->i_writecount) < 0) {

spin_unlock(&inode->i_lock);

return -ETXTBSY;

}

atomic_inc(&inode->i_writecount);

spin_unlock(&inode->i_lock);

return 0;

}

int deny_write_access(struct file * file)

{

struct inode *inode = file->f_path.dentry->d_inode;

spin_lock(&inode->i_lock);

if (atomic_read(&inode->i_writecount) > 0) {//如果文件被打开了，返回失败

spin_unlock(&inode->i_lock);

return -ETXTBSY;

}

atomic_dec(&inode->i_writecount);

spin_unlock(&inode->i_lock);

}

这两个函数都很简单，get_write_acess作用就和名称一致，同样deny_write_access也是。如果一个文件被执行了，要保证它在执行的过程中不能被写，那么在开始执行前应该调用deny_write_access 来关闭写的权限。那就来检查execve系统调用有没有这么做。

Sys_execve中调用do_execve,然后又调用函数open_exec,看一下open_exec的代码:

struct file *open_exec(const char *name)

{

struct file *file;

int err;

file = do_filp_open(AT_FDCWD, name,

O_LARGEFILE | O_RDONLY | FMODE_EXEC, 0,

MAY_EXEC | MAY_OPEN);

if (IS_ERR(file))

goto out;

err = -EACCES;

if (!S_ISREG(file->f_path.dentry->d_inode->i_mode))

goto exit;

if (file->f_path.mnt->mnt_flags & MNT_NOEXEC)

goto exit;

fsnotify_open(file->f_path.dentry);

err = deny_write_access(file);//调用

if (err)

goto exit;

out:

return file;

exit:

fput(file);

return ERR_PTR(err);

}

明显看到了deny_write_access的调用，和预想的完全一致。在open的调用里，应该有get_write_access的调用。在open调用相关的__dentry_open函数中就包含了对该函数的调用。

if (f->f_mode & FMODE_WRITE) {

error = __get_file_write_access(inode, mnt);

if (error)

goto cleanup_file;

if (!special_file(inode->i_mode))

file_take_write(f);

}

其中__get_file_write_access(inode, mnt)封装了get_write_access.

那么内核又是如何保证一个正在被写的文件是不允许被执行的呢?这个同样也很简单，当一个文件已经为write而open时，它对应的inode的i_writecount会变成1，因此在执行execve时同样会调用deny_write_access 中读取到i_writecount>0之后就会返回失败，因此execve也就会失败返回。

这里是写文件与i_writecount相关的场景:

写打开一个文件时，在函数dentry_open中:

if (f->f_mode & FMODE_WRITE) {

error = get_write_access(inode);

if (error)

goto cleanup_file;

}

当然在文件关闭时，会将i_writecount--；关闭时会执行代码:

if (file->f_mode & FMODE_WRITE)

put_write_access(inode);

put_write_access 代码很简单:

static inline void put_write_access(struct inode * inode)

{

atomic_dec(&inode->i_writecount);

}

于是乎自己写了个简单的代码，一个空循环，文件在执行的时候，在bash中，echo 111 >>可执行文件，结果预期之中，返回失败，并提示信息 text file busy.

那么该机制是否同样适用于映射机制呢，在执行可执行文件时，会mmap一些关联的动态链接库，这些动态链接库是否被mmap之后就不允许被写以及正在写时不允许mmap呢?这个是需要考虑的，因为它关系到安全的问题。因为库文件也是可执行的代码，被篡改同样会引起安全问题。

Mmap在调用mmap_region的函数里，有一个相关的检查:

if (vm_flags & VM_DENYWRITE) {

error = deny_write_access(file);

if (error)

goto free_vma;

correct_wcount = 1;

}

其中，mmap调用中的flags参数会被正确的赋值给vm_flags,对应关系是MAP_DENYWRIRE被设置了，那么VM_DENYWRITE就对应的也被设置。下面写了个简单的代码，做一下测试:

#include

#include

#include

#include

#include

#include

int main()

{

int fd;

void *src = NULL;

fd = open("test.txt",O_RDONLY);

if (fd != 0)

{

if ((src = mmap(0,5,PROT_READ|PROT_EXEC  ,MAP_PRIVATE|        MAP_DENYWRITE,fd,0))== MAP_FAILED)

{

printf("MMAP error\n");

printf("%s\n",strerror(errno));

}else{

printf("%x\n",src);

}

}

FILE * fd_t = fopen("test.txt","w");

if( !fd_t)

{

printf("open for write error\n");

printf("%s\n",strerror(errno));

return 0;

}

if (fwrite("0000",sizeof(char),4,fd_t) != 4)

{

printf("fwrite error \n");

}

fclose(fd_t);

close(fd);

return 1;

}

最后的test.txt被写成了”0000”，很奇怪，貌似MAP_DENTWRITE不起作用了。于是man mmap查看，发现:

MAP_DENYWRITE

This  flag  is ignored.  (Long ago, it signaled that attempts to write to the underlying file should fail with ETXTBUSY. But this was a source of denial-of-service attacks.)

原来这个标识在用户层已经不起作用了啊，而且还说明了原因，容易引起拒绝式服务攻击。攻击者恶意的将某些系统程序要写的文件以MAP_DENYWRITE模式映射，会导致正常程序写文件失败。不过VM_DENYWRITE在内核里还是有使用的，在mmap中还是有对deny_write_access的调用， 但是对它的调用已经不是由mmap中的flag参数的MAP_DENYWRITE驱动的了。

那与可执行文件相关的动态链接库文件就悲剧了，大家都知道动态链接库使用的也是mmap，这也导致动态链接库在运行时可以被更改。其实我这就是为了确认这点。这也导致我需要自己写同步控制代码了。我们可以使用inode中的i_security以及file结构的f_secutiry变量来写自己的同步逻辑，就是麻烦了不少，还要写内核模块，哎，工作量又增加了啊。安全问题是个麻烦的问题...