Linux的系统调用机制-安全客

概述

处于用户态的程序只能执行非特权指令, 如果需要使用某些特权指令, 比如: 通过io指令与硬盘交互来读取文件, 则必须通过系统调用向内核发起请求, 内核会检查请求是否安全, 从而保证用户态进程不会威胁整个系统

write(1, ptr, 0x10)系统调用为例子, 汇编可以写为如下, 内核收到请求后会向显存中写入数据, 从而在显示器上显示出来

mov rax, 1
mov rdi, 1
mov rsi, ptr
mov rdx, 0x10
syscall

C库会首先实现一个write的包裹函数, 为这个系统调用进行一些简单的参数检查和错误处理

由于write的功能十分简单, 不方面使用因此还会根据write衍生出更高级的函数printf()供用户使用

整体结构如下:

接下来我们主要研究系统调用是怎么进入和退出的, 并不研究具体处理函数的实现

i386的系统调用是通过中断实现的, 因此放在了arch/i386/traps.c里面, 通过system_call()处理int 0x80的中断

system_call()声明

system_call()定义

sys_call_table就是一个函数指针数组, 定义在arch/i386/syscall.c中, 通过包含文件完成数组的初始化

unistd.h中定义了系统调用号与处理函数的句柄, 这个文件位于源码顶层, 是所有架构都必须满足的, 处理函数的举报由各个架构自己实现

总结

实模式下下: 实际物理地址 = (段地址<<4) + 偏移地址

保护模式下: 逻辑地址由两部分组成

保护模式下寻址过程

段选择子/段描述符索引

由于分页机制比分段机制更加灵活, 因此现在的操作系统并不开启分段, 但是处于兼容性的考虑, 段寄存器还是被保留了下来

对于分段linux采用平坦模式, 也就是说所有的段的基址都是0, 地址空间相同, 分段只用于鉴权: 每当执行某些特权指令时CPU就会自动检查CS寄存器的RPL

因此狭义上来说陷入内核态就是CPU令CS的RPL为0, 从而可以执行特权指令. 切换到内核态的执行环境则就是后话了

64位下的系统调用就和中断没关系了, 主要依赖于syscall指令的支持, syscall指令依靠MSR寄存器找到处理系统的入口点

MSR寄存器用来对CPU进行设置, 通过WRMSR和RDMSR指令读写

x86_64寄存器架构

当syscall指令执行时, 有如下操作

指令操作

swapgs指令: 把gs的值与IA32_KERNEL_GS_BASE MSR进行交换

刚刚切换到内核态时, 所有的通用寄存器与段寄存器都被用户使用, 内核需要想办法找到内核相关信息, 解决方法为:

kernel初始化时, 调用arch/x86/kernel/s.c:syscall_init()对MSR进行初始化, 设置entry_SYSCALL_64为处理系统调用的入口点

由于有些指令entry_SYSCALL_64的任务可以分为三部分

进入路径部分:

先通过swapgs指令切换到内核态的gs, 并保存用户态的gs
- 这是一个特权指令, 但是CPU处理system指令时已经把CS的RPL设为00, 因此现在运行在内核态, 可以执行特权指令
然后通过gs保存用户的rsp, 并找到内核态的rsp, 至此切换到内核态堆栈
然后保存所有内核态会使用的寄存器到栈上