# 2020/10/16

## part 1


* 每個檔案有兩部分:metadata跟file content，file content會catch在buffer cache，metadata會catch在inode(metadata在disk上稱為inode)


* UNIX裡面的resource都是認id，inode會有個id:inode number
* 為甚麼這個metadata沒有存檔名:
Ans: 檔案實際上是一堆disk block，為了access這些disk block，會有一個metadata去描述他，所以會有一個inode去associate這些disk block，透過這個inode就可以把檔案的內容拿出來，UNIX認為說這個檔案的檔名是對剛剛這個檔案去給他命名，而此命名對一個檔案可以有很多種。每個目錄裡面會有檔案名稱，會緊接一個link，就是inode number，直接連到stat這個structure。 **檔名並不是檔案本身的屬性**

|file types|e.g.|
|-|-|
|Regular Files|text, binary|
|Directory Files|only kernel can update these files {(filename, pointer)}|
|Character Special Files|tty, audio|
|Block Special Files|disks|
|FIFO|named pipes|
|Sockets|在特定OS裡面(如4.3+BSD)中是一個file type|
|Symbolic Links|捷徑檔|

* st_mode在記完file type後會緊跟著記file permission
#define S_IXOTH 00001
第一個0代表八進位
第二個有關security
* file&directory permissions:
* file有X權限:可以呼叫exec()來run這個file
* file有R權限:在open的時候可以呼叫O_RDONLY,O_RDWR
* 要看自己對file是哪種身分(owner/group/other)，check身分會按照owner->group->other這個順序來確認，再按照身分來check是哪種權限。
* file有W權限:在open的時可以呼叫O_WRONLY,O_RDWR或O_TRUNC，truncate代表open的時候可以有一些允許的Option。
* directory有X權限:可以cd (search bit)
* directory有R權限:可以ls
* directory有W權限:可以create file/unlink file
* 舉例:在目錄裡面殺一個檔案/建一個檔案:目錄需要W+X，檔案不用任何權限
* tmp目錄:權限幾乎是777，放在這個目錄的檔案都是暫時的檔案。(會有一個security bit來保護)

* process的metadata:process control block
* process的ID:
* real user ID:指跑起來的process是誰(不能變，除了BSD)
* real group ID:real user id的main group
* **effective user ID:一個process能不能access檔案(看權限)，是看effective user ID**(可以變)
* effective group ID:effective user id的main group
* supplementary group IDs:一個人可以有多個group，所以可以有很多個supplementary group id
* saved set-user-ID:當effective user id 要改變的時候，儲存舊的effective user id，saved by exec()
* saved set-group-ID:saved set-user-ID的main group

## part 2

要check一個檔案有沒有被set uid，就是先做stat，然後st_mode去check S_ISUID這個macro。

先前提到的00001的第二個0:
* 04000:set user-id on execution
* 02000:set group-id on execution
* 如果被set uid，ls結果會出現- - s - - - - - -，這個s如果是小寫，代表原本的x存在，大寫則不存在
* 如果看到權限有s，盡量不要去任意執行他
* 01000:sticky bit

舉例:

ls -alt /usr/bin/passwd
-rwsr-xr-x 1 root root 25692 May 24...

要執行/usr/bin/passwd這個執行檔(不是/etc/passwd)，ls看這個檔，會發現被set user-id。
WHY?因為此執行檔的owner是superuser，當我是Other，他允許我執行(因為other是r-x)，即使不是我寫的，我就可以執行起來。
這樣會發生什麼事?因為set uid，所以執行起來，我的effective uid就會變成superuser。代表我執行起來這隻process，在access檔案的時候，我是用superuser的權限在access。
這個時候，這隻process就可以去更改/etc/passwd這個檔案。

建議這裡看PJ影片，有另一個範例講得更清楚，文字不好解釋。(2019/10/16-2 5:05~8:48)

舉例2:
一個user要怎麼讓他朋友(other)複製自己的檔案而他人不能?
注意:此檔案需要有r權限使他人可以讀檔來複製
* 方案1:給適當的權限
* 做法:檔案的other要打開r，並且將此檔案藏到一個目錄，目錄只能設x，目錄如果開r的話每個人都可以對目錄ls，就能看到目錄下的檔案並複製，因此只設x就只能cd進去而不能知道目錄底下有哪些檔案，並且告知朋友有一個檔案在這裡。(如果有其他人知道此路徑，其他人也可以複製)
* 方案2:寫一個set-user-id的程式來保護檔案
* 做法:檔案的全部權限只開自己的r，程式run set-uid，允許大家都來run，同時可以在程式裡面偵測process id是否為朋友的id，如果是就可以執行，不是則否。

舉例3:(舊期中考題)
有個老師在睡前打好成績的資料，發現檔案不小心開了other w權限，立刻改掉，並且重新對照一次成績發現成績無誤，但隔天起來發現有人的成績被改了。
* w權限打開代表可以open for writing，因此學生可以open for writing，但是沒有改檔案，這裡老師不會發現有任何改動，同時檔案的權限被改了，但學生仍然可以改檔案，因為File Access Test是在檔案open的那一刻就做的，不會在後面的每一步驟都檢查權限。學生是在w權限下open for writing成功，代表open file table中file status是open for writing的權限。

Access檔案要看的是effective uid
File Access Test:
* effective uid == 0 : superuser
* effective uid == UID of the file : check user(owner)的權限，如果user的權限對了就可以做，user沒權限就會直接deny
* effective gid == any of its supplementary gid : check group的權限，group權限對了就可以做，group沒權限就會直接deny
* check other的權限，other權限對了就可以做，other沒權限就會直接deny

一個檔案被create了，他的owner看的是effective UID

* uid of a file = effective uid of the creating process
* gid of a file:
* = the effective gid of the process
* = gid of directory in which it is being created
* 4.3BSD and FIPS 151-1
* SVR4 need to set the set-gid bit of the residing dir

* access會用在借權力給別人的時候
* access : 檢查real uid對這個檔案(pathname)有沒有mode的權限
* 雖然權限借出去，但是對方只能做你的程式允許做的事

umask是一個避免犯錯的機制
process內部有個變數儲存目前所在的工作目錄，還有另一個變數記umask，umask會關掉設定的權限

umask(0)會回傳原本設定的umask值，先儲存起來，然後就可以create指定權限的file，再把umask設回去，這樣就可以在特定umask下建指定權限的檔案(例如大公司)
當process生小孩，小孩會繼承parent的umask，改小孩的umask跟parent無關，反之亦然

舉個例，在shell中，因為umask是shell看得懂的指令，因此直接呼叫umask是詢問**shell**這隻process的umask，當執行一個會更改umask的process時，shell會fork一個child process去執行a.out，這時child會繼承parent的umask，而a.out更改的是child的umask，與parent無關，因此對原本的shell不會更改umask。

為甚麼umask會是一個built-in command?
Ans:如果要改的是shell的umask，但umask是個執行檔，shell會fork一個child process去執行umask，但child改的umask跟parent無關，因此umask如果是個執行檔，會沒有作用，必須是個built-in command。

## part 3 期中似乎不考?

Networking(ch16)

接口不是一個fd是一個socket，會記在open file descripter table裡面。
layer:
* physical layer就是實體的網路連線
* link layer指的是在同一個link上的node，最基本的就是點對點，兩個點之間有一條連線
* network layer是指點對點互相連接，會形成一個graph，graph中任何兩個沒有直接連線的點可以透過間接的好幾個點連到對方去，就會形成一個network
* transport layer代表我要control我連線到哪個level

protocal:兩個人對話要有一個協定來規範怎麼對話

封包從socket出去，會先包transport layer的protocal(前後加一些information)，再包network layer的protocal，一層一層包，包完在physical layer丟出去，接到了之後就會從最外面包的protocal開始拆。

IP:
* pointer to pointer
* ip會identify世界上唯一一台電腦
* ip在送的時候是unrealiable，封包掉了就掉了，不會通知封包掉了
* 如果中間網路fail掉了，或是router的buffer被塞滿了，會直接丟掉封包
* 送封包不一定會按照同一條路徑
* 封包會被切成fragment送出去，根據不同的路徑被送出去

TCP & UDP:
* process to process
* unix一個port就會對應到一個process，因此要bind一個port，process會跟unix講說我要associate到哪個port，如果成功了，別人就能透過那個port來對談
* TCP在送是realiable的(像一個電信公司)，會從固定一條路徑傳訊息，如果中間有封包掉了，TCP會要求重新傳一份。
* UDP沒有固定的路徑傳訊，但是比如在系館要看一部影片，server在二樓機房，就不用用到TCP，因為掉封包的機率太低，用太powerful的protocal太浪費資源。

Port Number:
* 一個machine有固定的port number
* process結束的時候要把port number release，不然在執行第二遍的時候會bind失敗。
* TCP就是IP address + port number，兩邊都要有才是完整的TCP/IP
* UNIX中<1023的port number是root only
* server會listen在一個well-known的port，當要到一個socket之後要bind到某個特定的port，就可以開始listen，要小心forever block

後面都在講有關於作業一的部分了:>