Linux系统调用及其实验（二）——内核态、用户态【转】

Linux系统调用

转自http://www.tinylab.org/linux-system-calls/

by Pingbo Wen of TinyLab.org
2013/09/12

系统调用是系统内核提供给用户态程序的一系列API，这样应用程序就可以通过系统调用来请求操作系统内核管理的资源[1]。本文尝试分析在Linux下是如何使用linux内核给我们提供的API，并分析其实现过程。

一、用户态

不管我们是打开一个文件，接收一个socket包，还是获取当前进程信息，都需要调用内核给我们提供的API。这里，我们可以通过strace这个工具，来跟踪一个程序调用的系统函数。比如下面是命令”strace whoami”的输出结果：

 

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execve("/usr/bin/whoami",["whoami"],[/* 65 vars */])=0 brk(0)                                  =0x100f000 access("/etc/ld.so.nohwcap",F_OK)      =-1ENOENT(No such file ordirectory) mmap(NULL,8192,PROT_READ|PROT_WRITE,MAP_PRIVATE|MAP_ANONYMOUS,-1,0)=0x7f8398cb2000 ... open("/usr/lib/locale/locale-archive",O_RDONLY|O_CLOEXEC)=3 fstat(3,{st_mode=S_IFREG|0644,st_size=7212544,...})=0 mmap(NULL,7212544,PROT_READ,MAP_PRIVATE,3,0)=0x7f8397ff2000 close(3)                                =0 geteuid()                               =1000 ... open("/etc/passwd",O_RDONLY|O_CLOEXEC)=3 lseek(3,0,SEEK_CUR)                   =0 ...

 

我们发现whoami首先调用getuid来获取当前有效用户ID，然后打开”/etc/passwd”文件，利用之前获取到的用户ID来获取对应的用户名，最后打印到当前终端上。

在这个过程中，就调用了execve, open, geteuid, read, write等系统调用。一个系统调用就意味着一次用户态到内核态的切换，并且每一个系统调用都会和一个内核中的函数相对应。这里我们就以geteuid这个系统调用为例，来跟踪整个系统调用关系。

首先，我们先自己实现一个调用geteuid的小程序，代码如下：

 

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#include #include   intmain(void) {     printf("current uid: %d\n",geteuid());     return0; }

编译执行后，我这里得到的结果是1000，也就是当前用户id为1000。

然后，通过查看/usr/include/unistd.h头文件，我们知道geteuid的实现在libc中。那么我们可以先反汇编一下libc这个库，这里写了一个脚本来从一个共享库中反汇编指定的函数，脚本如下：

 

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#!/bin/sh #file: dfunc   ######################## # Global function ######################## error() {     echo"$1"     exit1 }   show_usage() {     echo"This is a script to disassemble specified function in a shared library."     echo"Author: WEN Pingbo [e-mail]"     echo"Date: 2013/09/11"     echo"Usage: ./dfunc [-f function name] [-l library path] [-c shift number]"     echo"Note: sometimes, you should using -c to disassemble more bytes because of alignments." }   ######################## # Global function ########################   # default value func_name="fexecve" target="/lib/x86_64-linux-gnu/libc-2.15.so" caliberation="0"   if[-n"$1"]&&["$1"=="-h"];then     show_usage     exit0 fi   # parse the argument arg_ok="0" while[-n"$1"] do if["$1"=="-f"];then     shift     arg_ok="1"     if[-n"$1"];then            func_name="$1"         shift     fi fi   if["$1"=="-l"];then     shift     arg_ok="1"     if[-n"$1"];then         target="$1"         shift     fi fi   if["$1"=="-c"];then     shift     arg_ok="1"     if[-n"$1"];then         caliberation="$1"         shift     fi fi   ["$arg_ok"=="0"]&&shift arg_ok="0" done   offset=`readelf-s"$target"|grep" "$func_name""|awk'{print $3}'`   [-z"$offset"]&&error""$func_name" not found..."   offset=$(($offset+$caliberation))   # convert dec to hex offset=`echo"obase=16; ibase=10; "$offset""|bc`   begin=`nm-D"$target"|grep" "$func_name"$"|awk'{print $1}'` end=`echo"obase=16; ibase=16; ${begin^^} + ${offset^^}"|bc`   objdump-d--start-address=0x"$begin"--stop-address=0x"$end""$target"

 

运行这个脚本：

 

1	./dfunc-fgeteuid

 

我们发现这个函数的反汇编指令很简单：

 

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mov    $0x6b,%eax syscall retq

先把0x6b放到寄存器eax中，然后就执行一个syscall的指令。最后是返回指令。

syscall是什么指令？这里的syscall指令就是在x86架构下，专门为系统调用准备的指令（SYSCALL/SYSENTER and SYSRET/SYSEXIT）。

那0x6b又是什么？这是系统调用号，用来区分其他的系统调用。现在我们只是看到了反汇编的代码，而这些系统调用的真真实现可以在glibc的源码中找到[2]。其实在glibc中并没有去实现系统调用，而是对不同系统内核的系统调用的wrapper。在sysdeps/unix/sysv/linux/syscalls.list下，就列出了linux下面所有的系统调用，部分如下：

 

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# File name Caller  Syscall name    Args    Strong name Weak names getegid     -   getegid     Ei:__getegid   getegid geteuid     -   geteuid     Ei:__geteuid   geteuid getpgid     -   getpgid     i:i__getpgid   getpgid

 

这个文件指定了每一个系统调用对应的内部实现函数名，以及对应的文件名。在编译glibc的时候，syscalls.list文件会被sysdep/unix/make-syscalls.sh脚本处理，这个脚本会利用sysdeps/unix/syscall-template.S这个模板文件，来生成每一个系统调用wrapper的汇编代码，最后生成我们刚才反汇编的那样的代码[3]。

现在我们知道geteuid()函数最后调用的是一个syscall指令。那么我们能不能跳过glibc的wrapper，直接调用linux内核的系统调用呢？在以前的老版本内核中，确实提供了_syscall，_syscall0等宏，但是现在已经没有了。只保留了glibc中给我们提供的syscall函数，其函数声明在/usr/include/unistd.h文件中，原型如下：

 

1	extern longintsyscall(longint__sysno,...)__THROW;

 

我们可以通过syscall来实现和之前一样的效果，代码如下：

 

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#include #include   intmain(void) {     printf("current uid: %d\n",syscall(107));     return0; }

 

这里，107就是我们刚才在反汇编代码中看到的0x6b。而这些系统调用也在头文件/usr/include/asm/unistd_64.h中找到，如果我们包含文件，我们可以通过”syscall(__NR_geteuid)”来实现和之前一样的效果，但是更直观一点。

如果我们想完全跳过glibc，我们可以写一个汇编代码：

 

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BITS64 section.text global_start   _start:     mov rax,107     syscall;invoke geteuid()     mov rdi,0;returnvalue     mov rax,60;_exit syscall     syscall

 

我们可以通过如下命令，来编译执行：

 

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nasm-felf64 test.asm ld-s-otest test.o strace./test

 

由于并没有调用输出函数，所以我们只能通过strace来跟踪具体的系统调用，运行后，输出如下：

 

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execve("./test",["./test"],[/* 66 vars */])=0 geteuid()                               =1000 _exit(0)                                =?

可以看到，通过syscall调用了geteuid系统调用，并返回了正确的结果。

要注意的是，这里的实现是64位的版本，32位的linux系统调用号和64位的是不一样的，具体可以通过/usr/include/asm/unistd_32.h来获取具体的系统调用号。并且32位下面是用int 0×80软件中断来实现系统调用的分发，而64位是通过syscall指令来实现的。

二、内核态

现在，我们已经知道了用户态程序是如何调用linux内核提供的系统调用，但是真真的实现却是在kernel中。所以现在我们要进入kernel源码，来分析具体系统调用实现，最后我们还要往kernel中添加我们自己的系统调用。

这里还是以geteuid为例。

以前的linux kernel的系统调用是在arch/$(arch)/kernel/syscall_table.S文件定义的，但是在3.2以后，就已经改变了，相关patch可以到lkml.org中找到[4]。x86下最新的syscall定义在arch/x86/syscalls中。其中的syscall_64.tbl就是64位下所有的系统调用表，部分如下：

 

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#     106common  setgid          sys_setgid 107common  geteuid         sys_geteuid 108common  getegid         sys_getegid                                                             109common  setpgid         sys_setpgid 110common  getppid         sys_getppid

 

我们可以发现geteuid的系统调用号和之前是一致的。而在编译的时候，就会通过syscallhdr.sh和syscalltbl.sh两个脚本读入对应的系统调用表，来生成unistd_64.h和其他头文件。而这些文件，就是我们刚才在系统里看到的。

通过syscall_64.tbl文件，我们发现geteuid对应的内核函数是sys_geteuid。而这个函数的实现是在kernel/sys.c文件中，源码如下：

 

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SYSCALL_DEFINE0(geteuid) {                                                                                                       /* Only we change this so SMP safe */     returnfrom_kuid_munged(current_user_ns(),current_euid()); }

其中SYSCALL_DEFINE0是一个宏，0代表这个函数不带参数。这些宏的定义在include/linux/syscalls.h文件中。

知道了一个系统调用的实现，我们就可以利用kernel给我们提供的SYSCALL_DEFINEn宏来添加我们自己的函数，并把我们自定义的函数添加到syscall_64.tbl文件中就可以了。这里，实现了一个很简单的函数，每次调用，都会返回一个字符串。源码如下：

 

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SYSCALL_DEFINE1(mysyscall,char__user *,str)                                                       {     chartmp[]="strings from kernel";     if(copy_to_user(str,tmp,19))         return-EFAULT;       return0; }

这里函数mysyscall带一个参数，注意参数的声明，中间有一个逗号。

然后在syscall_64.tbl中添加自己的函数：

 

1 2	313common    finit_module        sys_finit_module 314common    mysyscall           sys_mysyscall

 

现在，我们可以编译我们定制的内核，并加载这个内核。然后我们可以在系统中写一个程序，来调用我们自己写的系统调用。源码如下：

 

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#include #include #include   intmain(void) {     charstr[19];     syscall(314,str);     printf("str: %s\n",str);     return0; }

运行这个程序，你应该会看到”str: strings from kernel”。

三、系统调用加速

现在，我们应该很清楚一个系统调用是怎样从用户程序传递到内核中的。但是，我们知道，从用户态陷入到内核态是一个比较昂贵的切换，如果一个系统中，同时有很多系统调用，这将会严重拖慢整个系统。系统调用的设计初衷就是做为一个系统门卫，只让用户态程序访问它应该访问的资源。但是，有一些系统调用是无害的(比如，获取时间)，如果能够让这些系统调用存在于用户态，那就会极大的减少用户态到内核态的切换，从而提高系统性能。

Linux kernel中，有vdso和vsyscall的机制，用来加速特定的系统调用。两者的基本原理都是把一些特定的系统调用放到一个专门的page中，然后把这个page映射到用户程序空间，这样用户态程序就可以不用切换到内核态就可以调用这些函数。

如果你用ldd查看任意一个动态链接程序的库依赖，你将会发发现每一个程序都会依赖一个linux-{vdso, gate}.so.1的库，但是这个库却没有任何文件与之想关联。比如，下面是”ldd /bin/true”的输出：

 

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linux-vdso.so.1=>  (0x00007fff4e78e000) libc.so.6=>/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6(0x00007f01864b2000) /lib64/ld-linux-x86-64.so.2(0x00007f0186894000)

 

这里的linux-vdso.so.1就是之前所说的vdso机制。这个库是内核虚拟的，然后映射到所有用户态进程。你也可以通过查看/proc/self/maps查看具体的内存映射，下面是”cat /proc/self/maps”的输出：

 

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00400000-0040b000r-xp0000000008:0322020229                           /bin/cat 0060a000-0060b000r--p0000a00008:0322020229                           /bin/cat 0060b000-0060c000rw-p0000b00008:0322020229                           /bin/cat 02267000-02288000rw-p0000000000:000                                  [heap] ... 7fff31ccc000-7fff31ced000rw-p0000000000:000                          [stack] 7fff31df2000-7fff31df3000r-xp0000000000:000                          [vdso] ffffffffff600000-ffffffffff601000r-xp0000000000:000                  [vsyscall]

 

这里，你可以看到vdso和vsyscall的内存映射。需要指出的是vdso和vsyscall的最大的区别是vdso映射到用户态的内存地址是随机的，而vsyscall确实固定的。你可以通过运行多次”cat /proc/self/maps”来比较它们的地址。

由于vsyscall的地址是固定的，这就给内核留下一个巨大的内存溢出漏洞。所以在最新的内核，vsyscall已经逐渐废除，但是你还是能在很多系统中，看到两者的共存，这只是为了向后兼容罢了。并且最新的内核中，vsyscall中已经没有任何指令了，取代的是内核的一个trap，当以前的老程序调用vsyscall里的内容时，会被导向到正常的系统调用。这也是为什么在读取vsyscall的时候，发现里面是空的[5]。

vdso的具体实现在arch/x86/vdso中，其中的vdso.lds.S就定义了具体加速的系统调用。你甚至可以往vdso添加自定义的函数，具体添加方法见这里[6]。

REFERENCE

• [1]. System Call: http://en.wikipedia.org/wiki/System_calls
• [2]. Glibc Wrapper: https://sourceware.org/glibc/wiki/SyscallWrappers
• [3]. Syscall: http://www.ibm.com/developerworks/library/l-system-calls/
• [4]. Kernel Syscalltbl: https://lkml.org/lkml/2011/11/17/388
• [5]. vsyscall vs vdso: http://lwn.net/Articles/446528/
• [6]. Customize vdso: http://www.linuxjournal.com/content/creating-vdso-colonels-other-chicken