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发信人: igmp (igmp), 信区: Security
标  题: 论文集（二）
发信站: 荔园晨风BBS站 (Wed Jun 27 23:12:06 2001), 转信

                         Linux系统调用与实例分析
一．    系统调用的基本概念
通常，在OS的核心中都设置了一组用于实现各种系统功能的子程序（过程），并将
它们提供给用户调用。每当用户在程序中需要OS提供某种服务时，便可利用一条系
统调用命令，去调用系统过程。它一般运行在核心态；通过软中断进入；返回时通
常需要重新调度（因此不一定直接返回到调用过程）。
系统调用是沟通用户（应用程序）和操作系统内核的桥梁。
二．    Linux的系统调用
        Linux系统调用的流程非常简单，它由0x80号软中断进入系统调用入口，通过使用
系统调用表保存系统调用服务函数的入口地址来实现。
2.1      Linux系统调用的数据结构
在文件"arch/i386/entry.S"中定义了系统调用表(sys_call_table)，该表保存了
Linux的所有基于Intel x86系列体系结构的计算机的166个系统调用入口地址（其
中3个保留，Linux开辟的系统调用表可容纳256项），其中每项都被说明成 long型
。下面是其中几项：

.data
ENTRY(sys_call_table)
        .long SYMBOL_NAME(sys_setup)            /* 0 */
        .long SYMBOL_NAME(sys_exit)
        .long SYMBOL_NAME(sys_fork)
        ……
        ……
        .long SYMBOL_NAME(sys_nanosleep)   /* 162 */
        .long SYMBOL_NAME(sys_mremap)
        .long 0,0
        .long SYMBOL_NAME(sys_vm86)
        .space (NR_syscalls-166)*4


NR_syscalls是在"include/linux/sys.h"文件中定义的宏，其值为256，表示x86微
机上最多可容纳的系统调用个数。

在文件"include/asm-i386/ptrace.h"中定义了一种寄存器帧结构
struct pt_regs {
        long ebx;
        long ecx;
        long edx;
        long esi;
        long edi;
        long ebp;
        long eax;
        unsigned short ds, __dsu;
        unsigned short es, __esu;
        unsigned short fs, __fsu;
        unsigned short gs, __gsu;
        long orig_eax;
        long eip;
        unsigned short cs, __csu;
        long eflags;
        long esp;
        unsigned short ss, __ssu;
};

该帧结构定义了各寄存器在系统调用时保存现场的堆栈结构。

2.2 设置0x80 软中断
Linux的系统调用由0x80号软中断进入,中断向量表的初始化在系统启动时进行,各
种trap入口start_kernel()函数(init/main.c)中通过调用trap_init()（
arch/i386/kernel/traps.c）被设置，其中set_system_gate(0x80,
&system_call)设置了0x80号软中断。
"set_system_gate()"是一个宏，它在"include/asm-i386/system.h"中被定义。调
用该宏，将使addr地址值置入gate_addr中的地址值所指向的内存单元中，以上过
程，使中断向量描述表中的第128项（即16进制第80项）保存了0x80号中断的中断
服务程序，即system_call的入口地址。

2.3系统调用入口
在头文件"include/asm-i386/unistd.h"中，定义了一系列的与系统调用有关的宏
，包括系统调用序号，如：
#define __NR_setup        0
#define __NR_exit                 1
#define __NR_fork                 2
#define __NR_read                 3

还定义了设置系统调用入口的宏，_syscallX()，其中X表示系统调用的参数个数，
Linux定义的各种系统调用的参数个数不超过5个，因此，在该文件中，共定义了6
个宏(_syscall0(type,name),……,_syscall5(type,name,type1,arg1,……,
type5,arg5)。

下面以_syscall2()为例：
#define _syscall2(type,name,type1,arg1,type2,arg2) \
type name(type1 arg1,type2 arg2) \
{ \
long __res; \
__asm__ volatile ("int $0x80" \
        : "=a" (__res) \
        : "0" (__NR_##name),"b" ((long)(arg1)),"c" ((long)(arg2))); \
if (__res >= 0) \
        return (type) __res; \
errno = -__res; \
return -1; \
}
该宏的第一个参数是一类类型参数，它指明系统调用返回值的类型，第二个参数指
明系统调用的名称。参数列表中若还有参数，typei，argi（i =1,2）分别表示第i
 个参数的类型和第i个参数
该宏的主体部分是一内联汇编，在内联汇编中只有一条扩展汇编指令，即"int
$0x80"，该语句两个冒号后的语句设置寄存器。
其中第一个冒号后的语句指明返回参数（即__res）使用eax寄存器。
第二个冒号后面""0" (__NR_##name),"将参数name与"__NR_"串接起来，形成的标
志符存入eax寄存器，作为区别系统调用类型的唯一参数，例如设置name为
"clone"，那么，编译时将把"__NR_"与之串接，被视为标志符"__NR_clone"，由于
在文件"include/asm-i386/unistd.h"中已定义其为120，那么，传给eax的值将为
120。
后面的语句将参数arg1,arg2分别传给寄存器ebx和ecx，在"_syscallX"宏中，约定
五个参数分别与五个寄存器对应：
arg1值存入寄存器ebx；
arg2值存入寄存器ecx；
arg3值存入寄存器edx；
arg4值存入寄存器esi；
arg5值存入寄存器edi；
在该宏的最后，判断返回值"__res"是否合法，若为负数，表明在系统调用中出错
，将其相反数作为出错号赋给全局变量"errno"，并返回-1，否则返回__res的值。

该宏展开得到一个与系统调用同名的函数，
该函数中的内联汇编指令int $0x80使程序转入系统调用。

2.4 系统调用过程
system_call是在汇编语言文件"/arch/i386/entry.S"中定义的入口，在Linux中，
所有的系统调用都是通过中断"int &0x80"语句来实现的，因而，system_call是所
有系统调用的入口。
    下面解释关于它的一些重要指令，以清晰它的流程：
1．     首先，调用宏过程"SAVE_ALL"保存现有通用寄存器值，寄存器值的压栈不但可
以保存系统调用前个寄存器的数据，而且提供了一种传递参数的方法，堆栈中的结
构，与该过程所要传递的pt_regs结构类型的参数结构一致。在该宏中，还使ds和
es指向内核的数据段，使fs指向用户的数据段，使进程进入核心态。
2．     语句"cmpl $(NR_syscalls),%eax"比较NR_syscalls与eax的大小，如果eax大
于或等于NR_syscalls (即256)，表明指定的系统调用不合法，"jae
ret_from_sys_call"使系统调用直接返回。
3．     system_call接下去执行语句
    movl  SYMBOL_NAME(sys_call_table)(,%eax,4),%eax
    该语句以    sys_call_table为基地址，eax寄存器中的内容（即系统调用的序号
）乘以4为偏移量（因为long型为32位即4字节），即得到所需调用的系统调用函数
的入口地址，将其存入寄存器eax。

 接着判断寄存器eax值是否
为0，若是，表明出错，直接返回。
4.      执行movl SYMBOL_NAME(current_set),%ebx 语句，ebx寄存器就得到了指向当
前进程的指针。
        movl %db6,%edx
                movl %edx,dbgreg6(%ebx)
以上两条语句用来保存当前调试信息，在进程控制块task_struct结构中，第8项是
debugreg[8]，用来指示硬件调试信息。在entry.S中,定义了一系列宏作为偏移量
，用来得到当前进程的信息，它们是：
state                   = 0
counter                 = 4
priority                        = 8
signal                  = 12
blocked                 = 16
flags                   = 20
dbgreg6                 = 52
dbgreg7                 = 56
exec_domain             = 60
这样，在当前进程的task_struct结构中，保存了当前的调试信息。
5.      语句"testb $0x20,flags(%ebx)"检测当前进程是否正跟踪系统调用，如果不是

话，直接调用所选系统调用函数，执行完后直接返回。如当前进程正处于跟踪系统
调用状态，则调用函数syscall_trace()（在文件"arch/i386/kernel/ptrace.c"中
定义），使当前进程状态转为TASK_STOPPED，将该进程转入睡眠状态，然后从压入
寄存器的堆栈中重新找到原来的eax值，再重新设置系统调用函数的偏移量，调用
实现相应系统调用的函数。执行完后再次调用syscall_trace()。
6.      函数返回以后，流程进入ret_from_sys_call，该过程内处理一些系统调用返回
前应该处理的事情，如检测bottom half缓冲区，判断CPU是否需要重新调度等，之
后，系统调用返回。
全局变量intr_count，它虽然不是信号量，但也部分的具有了信号量的作用，它在
系统处理bottom_half时增1，则其为非零，表示已有进程进入bottom_half。
语句"cmpl $0,SYMBOL_NAME(intr_count)"就是进行上述判断，若非零，处理
bottom half 缓冲区。（"jne handle_bottom_half"）。
handle_bottom_half很简单,包含下列语句：
    pushl $ret_from_intr
    jmp SYMBOL_NAME(do_bottom_half)
    ALIGN
它将ret_from_init的地址压入堆栈，然后转入do_bottom_half程序中，
处理那些被激活的中断程序。然后返回。
下面两条语句判断CPU是否需要重新调度：
        cmpl $0,SYMBOL_NAME(need_resched)
                jne reschedule
其中，need_resched是一全程量，它置位，表示CPU需要重新调度，程序转向过程
reschedule，先将ret_from_sys_call的地址压入堆栈，然后再跳转到进程调度程
序的入口-SYMBOL_NAME(schedule)，完成进程调度并将need_resched重新置零。
如果有信号（signals），则执行signal_return，它根据当前模式是否是虚拟
8086模式。若是，则先调用函数save_v86_state()（定义在文件
/linux/arch/i386/kernel/vm86.c中），把当前的vm86_regs结构中的信息全部保
存起来，再执行函数do_signal()(定义在文件/linux/arch/i386/kernel/signal.
c中)，根据各种处理信号来设置当前任务的状态。若不是虚拟8086模式，则直接执
行do_siganl()函数即可。
7.      调用宏"RESTORE_ALL"使进程离开核心态，恢复各寄存器值并返回。
三．系统调用实例分析：sys_exit
        当用户发出一个退出系统命令的时候，Linux就调用系统调用sys_exit。系统调用
sys_exit的主要作用是终止当前正在运行的所有用户的应用程序，保存当前帐号的
各种信息，逐步退出支撑Linux操作系统运行的系统子模块和子系统。这些系统子
模块和子系统是：
1．     删除当前任务的实定时器。
2.      删除信号队列（destroye semaphore arrays），释放信号撤消结构（free
semaphores undo structures）
3. 清空当前任务的kerneld队列。
4. 退出内存管理。
5.      关闭打开的文件。
6.      退出文件系统。
7.      释放当前任务的所有信号（signal)。
8.      退出线程（thread）。
3.1 sys_exit的初始化
        在文件include/asm-i386/unistd.h中，可以找到很多包括sys_exit在内系统调用
的宏定义。sys_exit的宏定义如下：
static inline _syscall1(int,_exit,int,exitcode)

使用第三部分"展开宏定义"的方法将其展开以后，它变成代码如下：
        int _exit(int exitcode)
{               long __res;
__asm__ volatile ("int $0x80"
                                        : "=a" (__res)
: "0" (__NR_exit), "b" ((long)(exitcode)));
if (__res >= 0 )
                                                        return (int) __res;

errno = -__res;
        return -1;
        }
可见，sys_exit是一个只带一个参数exitcode的函数，该参数就是系统退出（
sys_exit）的退出码。_exit通过调用0x80号软中断带参数：系统调用号（
_NR_exit，即在sys_call_table中的偏移量）和退出码(exitcode)的方法，来达到
调用sys_exit的目的。
3.2 系统调用sys_exit的流程
系统调用sys_exit的处理函数定义在文件kernel/exit.c中。
        sys_exit的函数体很简单，只是调用了函数do_exit：
                do_exit((error_code&0xff)<<8);
(error_code&0xff)<<8的作用就是将error_code的低８位移到高８位中，低８位用
０填补，此数将作为参数传给函数do_exit。
        下面来看看函数do_exit是怎样做的。
        首先，do_exit判断表示是否有正在处理的中断服务全局变量intr_count是否为1
，如果为1，表明当前还有中断正在处理，执行intr_count=0，停止处理中断。
        接着，do_exit要为关闭系统，逐步退出一些运行操作系统所必须的模块。
1．     执行函数acct_process（）。（该函数定义在kernel/sys.c中）
再该函数中，保存当前帐号的各种状态。
2.      把当前任务的标记记为退出：
current->flags |= PF_EXITING;
向所有的进程宣布，现在系统要退出了，以便一些调度处理函数得知这一消息（通
过检测该标记）。
    3. 删除当前的实定时器：
        del_timer(&current->real_timer)；
4. 删除信号队列（destroye semaphore arrays），释放信号撤消结构（free
semaphores undo structures）
Sem_exit（）；（定义在ipc/sem.c文件中）
在该函数中，增加调整值（semval）给信号，再释放撤消结构（free undo
structures）。由于某些信号（semaphore）可能已经过时或无效了，直到信号数
组(semaphore array)被删除了以后，撤消结构（undo structures）才被释放。具
体做法如下：
a．     如果当前进程正在睡眠状况（需要一信号(semaphore)来唤醒），将进程当前
指向所需信号（semaphore）的指针置空。
b．     在当前的信号撤消链表(struct sem_undo)里查找a中提到的那信号（
semaphore），找到以后，调整该信号（已在信号撤消链表中注册过的）的内容。

c．     由于有可能有一个队列的进程在等该信号，故须更新整个操作系统的数组。
5.      清空当前任务的kerneld队列：kerneld_exit();
6.      退出内存管理系统：
__exit_mm(current);（函数定义在kernel/exit.c文件中）
具体做法如下：
a．     将cache，tlb，page里的内容全部回写。
b．     退出内存影射。
c．     释放页表（page table）。
7.      把当前任务所打开的文件都关闭，释放文件指针。
__exit_files(current);
8.      退出文件系统：
__exit_fs(current);
    9. 释放当前任务的所有信号（signal）：
__exit_sighand(current);
    10．释放当前线程数据：
__exit_thread();
    11.  向外广播退出：
 exit_notify()；
        先将当前任务的状态（state）设为TASK_ZOMBIE，退出码为code（即传进
来的参数）。再调用exit_notify（）函数。在exit_notify()中，
        作为我们执行上述过程后，退出系统的结果，我们的进程组们应该变成孤立的了
。如果它们已经停止工作了，给它们发"SIGHUP"和"SIGCONT"信号。接着，通知它
们的父进程，本进程已经被kill了。
            接下去是一循环，该循环主要做以下两件事：
         使初始进程（init）继承所有子进程。
        检查是否有遗漏：还有进程组不是孤立的。若有，处理方法同上。
        最后，调用函数disassciate_ctty(int)(定义在 drivers/char/tty_io.
c中)。只有当参数是1时，才是被exit_notify（）调用的。在该函数中，将当前
tty进程组kill掉，所有进程对应的tty成员赋NULL。
   12．将当前任务的用户数目减一：
        (*current->exec_domain->use_count)--;
        (*current->binfmt->use_count)--;
   13．继续调度：
        schedule();

    在调用完sys_exit后，先判断返回值_res是否为非负数。若是，则说明该次调
用是成功的，返回_res即可。若_res为负数，则说明该次调用过程中存在着一个或
一些错误，将错误值赋给一全局变量errno：
        errno = -_res；
再返回-1，指明有错误存在，可以让专门处理这些错误的函数根据errno的值知道
这次调用到底出错在什么地方，是哪种类型的错，以便进行错误处理。





本文分析的Linux kernel版本为2.0.34
目前最新版本为2.0.36，2.1.133，2.2.0

  参考资料
（1）   《计算机操作系统》  汤子瀛
（2）   《操作系统讲义》  李善平
（3）   Linux Kernel Hackers' Guide

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※ 来源:·荔园晨风BBS站 bbs.szu.edu.cn·[FROM: 192.168.43.46]

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