腳本概述
   由于某些sdk或軟件依賴眾多的第三方庫，而從官網(wǎng)下載到windows主機(jī)或從linux傳到windows時(shí)，所依賴的so庫往往丟失符號(hào)鏈接，給編譯運(yùn)行帶來不便，因此編寫了ctlsolink腳本，用于自動(dòng)為單個(gè)so或某目錄下的眾多so或創(chuàng)建/刪除一級(jí)/二級(jí)符號(hào)鏈接。該腳本的用法如下:
   ● 第1參數(shù)為mk或rm子命令，mk表示創(chuàng)建，rm表示刪除
   ● 第2參數(shù)為文件或目錄
   ● 第3參數(shù)是可選的-r，且只能是-r，如果指定了，則表示不斷遞歸子目錄

腳本實(shí)現(xiàn)
   考慮到so庫帶版本一般多為libx.so.1，libx.so.1.2，libx.so.1.2.3這三種形式(x為庫名)，對(duì)于前一種創(chuàng)建/刪除一級(jí)符號(hào)鏈接即可，后兩種則創(chuàng)建/刪除二級(jí)符號(hào)鏈接。為了精確地抽出一級(jí)和二級(jí)鏈接名稱，這里使用awk來匹配，用shell變量的最短匹配模式從尾部逐步刪除點(diǎn)號(hào)及數(shù)字，核心代碼如下       要注意的是，這兒不能使用%%刪除最長匹配的尾部來得到link_name，因?yàn)樗哪Ｊ绞?span style="color: red">.[0-9]*，這可能會(huì)錯(cuò)誤地匹配了so前的部分，比如libx.1.so.2得到libx，而期望的是libx.1.so
   完整腳本下載：ctlsolink

運(yùn)行效果
   初始狀態(tài)
   
   運(yùn)行ctlsolink創(chuàng)建軟鏈接后
   
   運(yùn)行ctlsolink刪除軟鏈接后
              為了減少程序中的硬編碼，靈活按需管理字符串空間，使用了ATL中的CString類，代碼如下
    需要注意的是，GetBuffer方法雖提供方便了直接修改CString對(duì)象的內(nèi)部緩沖區(qū)，但違背了面向?qū)ο笤O(shè)計(jì)的原則（由公開方法修改內(nèi)部數(shù)據(jù)），因此不保證對(duì)象的完整性，在操作完成后一定要調(diào)用ReleaseBuffer
前言
   近期有機(jī)會(huì)，深入了SSL/TLS協(xié)議原理與細(xì)節(jié)，并分析了相關(guān)密碼學(xué)內(nèi)容，心得頗多，歷經(jīng)半月，終于寫成了這份文檔。
   本人水平尚有限，錯(cuò)誤難免，歡迎指正，不勝感激。

目錄
         

部分章節(jié)預(yù)覽
   第3章


   第5章第4節(jié)


   第11章第3節(jié)

全文
   下載地址：深入理解SSL/TLS技術(shù)內(nèi)幕 算法描述
【公開密鑰】    
   p是512到1024位的素?cái)?shù)
   q是160位長，并與p-1互素的因子
   g = h^((p-1)/q) mod p，其中h<p-1且g>1
   y = g^x mod p
【私有密鑰】
   x < q，長160位
【簽名】
   k為小于q的隨機(jī)數(shù)，k^-1為k模q的逆元，m為消息，H為單向散列函數(shù)
   r = (g^k mod p) mod q
   s = (k^-1(H(m)+xr)) mod q
【驗(yàn)證】
   w = s^-1 mod q
   u1 = (H(m)w) mod q
   u2 = (rw) mod q
   v = ((g^u1 * y^u2) mod p) mod q
   若v = r，則簽名被驗(yàn)證

驗(yàn)簽推導(dǎo)
   1. 先證明兩個(gè)中間結(jié)論
      因(h,p)=1（p為素?cái)?shù)且h<p，(a1,a1)是數(shù)論中的符號(hào)，記為a1與a2的最大公約數(shù)），故依費(fèi)馬小定理有h^(p-1)=1 mod p，則對(duì)任意整數(shù)n，有
      g^(nq) mod p = (h^((p-1)/q))^(nq) mod p
                          = h^(n(p-1)) mod p
                          = (h^(p-1) mod p)^n  mod p
                          = (1^n) mod p = 1     (1)
      對(duì)任意整數(shù)t、n，可表示為t=nq+z，其中z>0，則有
      g^t mod p = g^(nq+z) mod p
                      = (g^(nq) mod p * (g^z mod p)) mod p
                      = g^z mod p
                      = g^(t mod q) mod p    (2)

  2. 再假設(shè)簽名{r,s}和消息m均沒被修改，令H(m)=h，開始推導(dǎo)v
      v = ((g^u1 * y^u2) mod p) mod q
         = (g^(hw mod q) * ((g^x mod p)^(rw mod q) mod p)) mod q
         = ((g^(hw mod q) mod p * ((g^x mod p)^(rw mod q) mod p)) mod p) mod q
         = ((g^(hw mod q) mod p * (g^(x * (rw mod q)) mod p)) mod p) mod q
         = ((g^(hw) mod p * ((g^(rw mod q) mod p)^x mod p)) mod p) mod q
         = ((g^(hw) mod p * ((g^(rw) mod p)^x mod p)) mod p) mod q
         = ((g^(hw) mod p * (g^(rwx) mod p)) mod p) mod q
         = (g^(hw+rwx) mod p) mod q
         = (g^((h+rx)w) mod p) mod q    (3)

      又因w = s^-1 mod q
         故(sw) mod q = 1
           =>(((k^-1(h+xr)) mod q)w) mod q = 1
           =>((k^-1(h+xr))w) mod q = 1
           =>(h+xr)w = k mod q    (4)

      將(4)式代入(3)式中得
      v = (g^(k mod q) mod p) mod q
         = (g^k mod p) mod q
         = r

  3. 最后由(4)式知，若h、r和s任一個(gè)有變化（s變化導(dǎo)致w變化），則v ≠ r 算法描述    
   隨機(jī)選擇兩個(gè)大的素?cái)?shù) p、q ，且p ≠ q，計(jì)算n = pq、r = (p-1)(q-1)，依歐拉定理，r即為與n互質(zhì)的素?cái)?shù)個(gè)數(shù)；選擇一個(gè)小于r的整數(shù)e（即加密指數(shù)），求得e關(guān)于模r的逆元d（即解密指數(shù)），則{n，e}為公鑰、{n，d}為私鑰；根據(jù)模的逆元性質(zhì)有ed ≡ 1 (mod r)；設(shè)m為明文，則加密運(yùn)算為m^e ≡ c (mod n)， c即為密文；則解密過程 c^d ≡ m (mod n)。
   證明會(huì)用到費(fèi)馬小定理，即 若y為素?cái)?shù)且x不為y的倍數(shù)， 則 x^(y-1) ≡ 1 (mod y)（費(fèi)馬小定理的證明需先證明歐拉定理，此處略）。符號(hào)≡表示同余，^表示冪，|表示整除，*表示相乘。

算法證明
 第一種證明途徑   
   因 ed ≡ 1 (mod (p-1)(q-1))，令 ed = k(p-1)(q-1) + 1，其中 k 是整數(shù)
   則 c^d = (m^e)^d = m^(ed) = m^(k(p-1)(q-1)+1)
   1.若m不是p的倍數(shù)，也不是q的倍數(shù)
      則 m^(p-1) ≡ 1 (mod p) (費(fèi)馬小定理)
         => m^(k(p-1)(q-1)) ≡ 1 (mod p)
      m^(q-1) ≡ 1 (mod q) (費(fèi)馬小定理)
         => m^(k(p-1)(q-1)) ≡ 1 (mod q)
      故 p、q 均能整除 m^(k(p-1)(q-1)) - 1
         => pq | m^(k(p-1)(q-1)) - 1
      即 m^(k(p-1)(q-1)) ≡ 1 (mod pq)   
         => m^(k(p-1)(q-1)+1) ≡ m (mod n)   

   2.若m是p的倍數(shù)，但不是q的倍數(shù)
      則 m^(q-1) ≡ 1 (mod q) (費(fèi)馬小定理)
         => m^(k(p-1)(q-1)) ≡ 1 (mod q)
         => m^(k(p-1)(q-1)+1) ≡ m (mod q)
      因 p | m
         => m^(k(p-1)(q-1)+1) ≡ 0 (mod p)
         => m^(k(p-1)(q-1)+1) ≡ m (mod p)
      故 m^(k(p-1)(q-1)+1) ≡ m (mod pq) 
      即 m^(k(p-1)(q-1)+1) ≡ m (mod n)

   3.若m是q的倍數(shù)，但不是p的倍數(shù)，證明同上

   4.若m同為p和q的倍數(shù)時(shí)
      則 pq | m
         => m^(k(p-1)(q-1)+1) ≡ 0 (mod pq)
         => m^(k(p-1)(q-1)+1) ≡ m (mod pq)
      即 m^(k(p-1)(q-1)+1) ≡ m (mod n)

 第二種證明途徑
   先證明m^ed ≡ m (mod p)恒成立
   1.若p為m的因子，則p | m^ed - m顯然成立，即m^ed ≡ m (mod p)
   2.若p不為m的因子，令ed = k(p-1)(q-1) + 1，則 m^(ed-1) - 1 = m^(k(p-1)(q-1)) - 1
       m^(p-1) ≡ 1 (mod p) (費(fèi)馬小定理)
        => m^(k(p-1)) ≡ 1 (mod p)
        => m^(k(p-1)(q-1)) ≡ 1 (mod p)
        => m^(ed-1) ≡ 1 (mod p)
        => m^ed ≡ m (mod p)
   同理可證m^ed ≡ m (mod q)
   故m^ed ≡ m (mod pq)，即m^ed ≡ m (mod n)
   又因 c^d = m^e^d = m^(ed)
   故 c^d ≡ m (mod n)，證畢
   
總結(jié)
 第二種比第一種簡單直觀，以上證明途徑對(duì)RSA私鑰簽名與驗(yàn)簽同樣適合。 腳本源碼
   由于很多應(yīng)用項(xiàng)目依賴諸多第三方開源庫，這些開源庫各有不同的核心目錄、庫目標(biāo)和輸出位置，這里的核心目錄是指僅產(chǎn)生so庫的工程目錄，庫目標(biāo)是指僅產(chǎn)生so庫的make目標(biāo)，輸出位置是相對(duì)于核心目錄的，但不必是子目錄，可用..來回溯到父目錄的某位置，更高層目錄的位置，依次類推。為了統(tǒng)一支持它們，使用了一些技巧，詳見示例腳本如下
實(shí)現(xiàn)技巧
   1）使用?作為分隔符，所分隔的3個(gè)域依次為核心目錄、庫目標(biāo)、輸出位置；使用awk來獲取各域，分別為dir、aim和out；在運(yùn)行過程中，值dir一定非空，而aim為空則表示默認(rèn)目標(biāo)，out為空表示輸出位置即為dir目錄。
   2）copy為命令變量，功能為每當(dāng)一個(gè)庫編譯完成后，將輸出的so庫拷貝到output下，并保持軟鏈接；對(duì)于有的開源庫，需在編譯前，使用對(duì)應(yīng)的選項(xiàng)來調(diào)用configure，使其生成so庫。
   3）為了重用代碼，定義了MAKE_SUBDIR命令包，參數(shù)變量為is_cp，當(dāng)is_cp為1時(shí)，表示當(dāng)前編譯的是依賴庫，否則是主程序。 
   4）thirdlib和coremod為依賴文件，使用了雙冒號(hào)規(guī)則，這樣一來，只要在thirdlib中加入新的依賴庫，指定核心目錄、庫目標(biāo)和輸出位置即可，其它地方不用改。 描述
   云查殺平臺(tái)以nginx作為反向代理服務(wù)器，作為安全終端與云查詢服務(wù)的橋梁。當(dāng)安全終端需要查詢黑文件時(shí)，HTTP請(qǐng)求及其響應(yīng)都會(huì)經(jīng)過nginx，為了獲取并統(tǒng)計(jì)一天24小時(shí)查詢的黑文件數(shù)量，就得先截獲經(jīng)過nginx的HTTP響應(yīng)，再做數(shù)據(jù)分析。截獲HTTP數(shù)據(jù)流有多種方法，為了簡單高效，這里使用了掛接HTTP過濾模塊的方法，另外為了不影響nginx本身的IO處理，將HTTP響應(yīng)實(shí)體發(fā)送到另一個(gè)進(jìn)程即統(tǒng)計(jì)服務(wù)，由統(tǒng)計(jì)服務(wù)來接收并分析HTTP響應(yīng)，架構(gòu)如下圖    統(tǒng)計(jì)服務(wù)由1個(gè)接收線程和1個(gè)存儲(chǔ)線程構(gòu)成，其中接收線程負(fù)責(zé)接收從nginx過濾模塊發(fā)來的HTTP響應(yīng)實(shí)體，解析它并提取黑文件MD5，加入共享環(huán)形隊(duì)列；而存儲(chǔ)線程從共享環(huán)形隊(duì)列移出黑文件MD5，插入到臨時(shí)內(nèi)存映射文件，于每天定時(shí)同步到磁盤文件。

特點(diǎn)
   這種架構(gòu)減少了nginx IO延遲，保證了nginx的穩(wěn)定高效運(yùn)行，從而不影響用戶的業(yè)務(wù)運(yùn)行；本地連接為非阻塞的，支持了統(tǒng)計(jì)服務(wù)的獨(dú)立運(yùn)行與升級(jí)。

實(shí)現(xiàn)
   nginx過濾模塊
      該流程運(yùn)行在nginx工作進(jìn)程。
      由于nginx采用了異步IO機(jī)制，因此僅當(dāng)截獲到HTTP響應(yīng)實(shí)體也就是有數(shù)據(jù)經(jīng)過時(shí)，才有后面的操作；若沒有數(shù)據(jù)，則什么也不用做。這里每次發(fā)送前先判斷是否連接了統(tǒng)計(jì)服務(wù)，是為了支持統(tǒng)計(jì)服務(wù)的獨(dú)立運(yùn)行與升級(jí)，換句話說，不管統(tǒng)計(jì)服務(wù)是否運(yùn)行或崩潰，都不影響nginx的運(yùn)行。

統(tǒng)計(jì)服務(wù)
   接收線程
      這里的接收線程也就是主線程。
  

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   存儲(chǔ)線程
      存儲(chǔ)線程為另一個(gè)工作線程。
      同步文件定時(shí)器的時(shí)間間隔要比新建文件定時(shí)器的短，由于定時(shí)器到期的事件處理是一種異步執(zhí)行流，所以將它們當(dāng)做并行，與“從q頭移出黑文件MD5”操作畫在了同一水平方向。