深入理解系统调用

Posted 2020-11-30 howin

系统调用概念

1. 什么是系统调用

简单来说，系统调用就是用户程序和硬件设备之间的桥梁。

用户程序在需要的时候，通过系统调用来使用硬件设备。

系统调用的存在，有以下重要的意义:

1）用户程序通过系统调用来使用硬件，而不用关心具体的硬件设备，这样大大简化了用户程序的开发。

比如：用户程序通过write()系统调用就可以将数据写入文件，而不必关心文件是在磁盘上还是软盘上，或者其他存储上。

2）系统调用使得用户程序有更好的可移植性。

只要操作系统提供的系统调用接口相同，用户程序就可在不用修改的情况下，从一个系统迁移到另一个操作系统。

3）系统调用使得内核能更好的管理用户程序，增强了系统的稳定性。

因为系统调用是内核实现的，内核通过系统调用来控制开放什么功能及什么权限给用户程序。

这样可以避免用户程序不正确的使用硬件设备，从而破坏了其他程序。

4）系统调用有效的分离了用户程序和内核的开发。

用户程序只需关心系统调用API，通过这些API来开发自己的应用，不用关心API的具体实现。

内核则只要关心系统调用API的实现，而不必管它们是被如何调用的。

系统调用在系统中的关系如下图所示：

2. Linux上的系统调用实现原理

要想实现系统调用，主要实现以下几个方面：

1. 通知内核调用一个哪个系统调用

2. 用户程序把系统调用的参数传递给内核

3. 用户程序获取内核返回的系统调用返回值

下面看看Linux是如何实现上面3个功能的。

2.1 通知内核调用一个哪个系统调用

每个系统调用都有一个系统调用号，系统调用发生时，内核就是根据传入的系统调用号来知道是哪个系统调用的。

在x86架构中，用户空间将系统调用号是放在eax中的，系统调用处理程序通过eax取得系统调用号。

系统调用号定义在内核代码：arch/x86/include/asm/unistd.h 中，可以看出linux的系统调用不是很多。

2.2 用户程序把系统调用的参数传递给内核

系统调用的参数也是通过寄存器传给内核的，在x86系统上，系统调用的前5个参数放在ebx,ecx,edx,esi和edi中，如果参数多的话，还需要用个单独的寄存器存放指向所有参数在用户空间地址的指针。

一般的系统调用都是通过C库(最常用的是glibc库)来访问的，Linux内核提供一个从用户程序直接访问系统调用的方法。

参见内核代码：rch/x86/include/asm/unistd.h :

里面定义了6个宏，分别可以调用参数个数为0～6的系统调用

syscall0(type,name)

_syscall1(type,name,type1,arg1)

_syscall2(type,name,type1,arg1,type2,arg2)

_syscall3(type,name,type1,arg1,type2,arg2,type3,arg3)

_syscall4(type,name,type1,arg1,type2,arg2,type3,arg3,type4,arg4)

_syscall5(type,name,type1,arg1,type2,arg2,type3,arg3,type4,arg4,type5,arg5)

_syscall6(type,name,type1,arg1,type2,arg2,type3,arg3,type4,arg4,type5,arg5,type6,arg6)

超过6个参数的系统调用很罕见，所以这里只定义了6个。

2.3 用户程序获取内核返回的系统调用返回值

获取系统调用的返回值也是通过寄存器，在x86系统上，返回值放在eax中。

3. 一个简单的系统调用的实现

了解了Linux上系统调用的原理，下面就可以自己来实现一个简单的系统调用。

环境准备

首先配置内核选项如下图所示（调试内核必须这样配置）：

之后使用busybox制作根文件系统，我下载的是1.31.1版本。

首先配置busybox使用静态链接，否则在根文件系统顶层目录下面要拷贝编译器库文件，很麻烦。

之后使用命令make -j$(nproc) && make install编译安装busybox。默认安装路径为源码目录的_install下面。

再到家目录下面新建rootfs文件夹，将_install目录中的所有文件拷贝过去。并且新建几个目录（dev proc sys home等）和文件(dev/console dev/null dev/tty*)。

准备init脚本?件放在根?件系统跟?录下（rootfs/init），在init?件中添加这些内容：

之后给init脚本添加可执?权限：chmod +x init

打包成内存根?件系统镜像：

测试挂载根?件系统，看内核启动完成后是否执?init脚本:

qemu运行部分截图如下所示：

查看系统调用表和汇编改写

打开/linux-5.4.34/arch/x86/entry/syscalls/syscall_64.tbl，查看要选择进行实验的系统调用。

我的学号为48，看到shutdown的时候我心中一阵窃喜。但是又无从下手，所以换了个系统调用，最近在看write系统调用，就从writev下手吧，正好csdn上也有个博客可参考。

 

系统调用writev，函数入口为__x64_sys_writev。下面通过一个函数来简单了解writev的使用:

gcc编译（这里采用静态编译）后运行，输出结果：

简单分析，writev的作用是将多个缓冲区的内容一次性输出到某个位置/内容。

汇编改写手动触发系统调用
新建在 rootfs/home 目录下新建文件 write-asm.c,在后面添加以下内容：

gcc编译后查看执行结果，和write.c效果一样。改写成功。

gdb调试与分析

重新打包根文件目录，纯命令?下启动虚拟机。

qemu-system-x86_64 -kernel shiyan/linux-5.4.34/arch/x86/boot/bzImage -initrd rootfs.cpio.gz -S -s -nographic -append "console=ttyS0"，此时虚拟机会暂停在启动界面。在另一个terminal中开启gdb调试 gdb vmlinux，连接进行调试，target remote:1234。结果如下图所示：

gdb输入命令c，使得虚拟机继续执行，到初始界面。

由之前分析可知，wirtev系统调用触发的函数是__x64_sys_writev，通过gdb在函数入口下断点，然后监听。

在虚拟机中执行write-file，会卡住，在gdb界面查看断点分析。

使用 l 命令查看代码情况， n 命令单步执行， step 命令进入函数内部 bt查看堆栈。

首先断点定位为到/home/howin/shiyan/linux-5.4.34/fs/read_write.c 中的1128行：

进入do_writev函数查看，可知，这里是完成程序内容的地方，前期的保存现场工作已经完成。

执行完这个函数，发现回到了函数堆栈上一层的do_sys_call_64 中 ，接下来要执行的 syscall_return_slowpath 函数要为恢复现场做准备。

继续执行，发现再次回到了函数堆栈的上一层，entry_SYSCALL_64 ，接下来执行的是用于恢复现场的汇编指令。

最后伴随着两个pop指令，恢复了rdi和rsp寄存器。系统调用完成。

总结

1.汇编指令syscall 触发系统调用，通过MSR寄存器找到了中断函数入口（具体细节不考虑），此时，代码执行到/home/howin/shiyan/linux-5.4.34/arch/x86/entry/entry_64.S 目录下的ENTRY(entry_SYSCALL_64)入口，然后开始通过swapgs 和压栈动作保存现场。

 

2.然后跳转到了/linux-5.4.34/arch/x86/entry/common.c 目录下的 do_syscall_64 函数，在ax寄存器中获取到系统调用号，然后去执行系统调用内容.

3.然后程序跳转到/linux-5.4.34/fs/read_write.c 下的do_writev 函数，开始执行。

4.函数执行完后回到步骤3中的syscall_return_slowpath(regs); 准备进行现场恢复操作。

5.接着程序再次回到arch/x86/entry/entry_64.S，执行现场的恢复，最后两句，完成了堆栈的切换。

参考博客：https://blog.csdn.net/Alan_cqu_cj/article/details/106272204