转载自： http://www.tinylab.org/linux-system-calls/
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：
execve("/usr/bin/whoami", ["whoami"], [/* 65 vars */]) = 0
brk(0) = 0x100f000
access("/etc/ld.so.nohwcap", F_OK) = -1 ENOENT (No such file or directory)
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：
#include
#include
int main(void)
{
printf("current uid: %d\n", geteuid());
return 0;
}
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：
#!/bin/sh
#file: dfunc
########################
# Global function
########################
error()
{
echo "$1"
exit 1
}
show_usage()
{
echo "This is a script to disassemble specified function in a shared library."
echo "Author: WEN Pingbo wengpingbo@gmail.com"
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
exit 0
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：
./dfunc -f geteuid
我们发现这个函数的反汇编指令很简单：
mov $0x6b,%eax
syscall
retq
先把0x6b放到寄存器eax中，然后就执行一个syscall的指令。最后是返回指令。
syscall是什么指令？这里的syscall指令就是在x86架构下，专门为系统调用准备的指令（SYSCALL/SYSENTER and SYSRET/SYSEXIT）。
那0x6b又是什么？这是系统调用号，用来区分其他的系统调用。现在我们只是看到了反汇编的代码，而这些系统调用的真真实现可以在glibc的源码中找到[2]。其实在glibc中并没有去实现系统调用，而是对不同系统内核的系统调用的wrapper。在sysdeps/unix/sysv/linux/syscalls.list下，就列出了linux下面所有的系统调用，部分如下：
# File name Caller Syscall name Args Strong name Weak names
getegid - getegid Ei: __getegid getegid
geteuid - geteuid Ei: __geteuid geteuid
getpgid - getpgid i:i __getpgid getpgid
这个文件指定了每一个系统调用对应的内部实现函数名，以及对应的文件名。在编译glibc的时候，syscalls.list文件会被sysdep/unix/make-syscalls.sh脚本处理，这个脚本会利用sysdeps/unix/syscall-template.S这个模板文件，来生成每一个系统调用wrapper的汇编代码，最后生成我们刚才反汇编的那样的代码[3]。
现在我们知道geteuid()函数最后调用的是一个syscall指令。那么我们能不能跳过glibc的wrapper，直接调用linux内核的系统调用呢？在以前的老版本内核中，确实提供了_syscall，_syscall0等宏，但是现在已经没有了。只保留了glibc中给我们提供的syscall函数，其函数声明在/usr/include/unistd.h文件中，原型如下：
extern long int syscall (long int __sysno, ...) __THROW;
我们可以通过syscall来实现和之前一样的效果，代码如下：
#include
#include
int main(void)
{
printf("current uid: %d\n", syscall(107));
return 0;
}
这里，107就是我们刚才在反汇编代码中看到的0x6b。而这些系统调用也在头文件/usr/include/asm/unistd_64.h中找到，如果我们包含文件，我们可以通过”syscall(__NR_geteuid)”来实现和之前一样的效果，但是更直观一点。
如果我们想完全跳过glibc，我们可以写一个汇编代码：
BITS 64
section .text
global _start
_start:
mov rax,107
syscall ;invoke geteuid()
mov rdi,0 ;return value
mov rax,60 ; _exit syscall
syscall
我们可以通过如下命令，来编译执行：
nasm -f elf64 test.asm
ld -s -o test test.o
strace ./test
由于并没有调用输出函数，所以我们只能通过strace来跟踪具体的系统调用，运行后，输出如下：
execve("./test", ["./test"], [/* 66 vars */]) = 0
geteuid() = 1000
_exit(0) = ?
可以看到，通过syscall调用了geteuid系统调用，并返回了正确的结果。
要注意的是，这里的实现是64位的版本，32位的linux系统调用号和64位的是不一样的，具体可以通过/usr/include/asm/unistd_32.h来获取具体的系统调用号。并且32位下面是用int 0×80软件中断来实现系统调用的分发，而64位是通过syscall指令来实现的。
二、内核态
现在，我们已经知道了用户态程序是如何调用linux内核提供的系统调用，但是真真的实现却是在kernel中。所以现在我们要进入kernel源码，来分析具体系统调用实现，最后我们还要往kernel中添加我们自己的系统调用。
这里还是以geteuid为例。
以前的linux kernel的系统调用是在arch/$(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：
106 common setgid sys_setgid
107 common geteuid sys_geteuid
108 common getegid sys_getegid
109 common setpgid sys_setpgid
110 common 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：
SYSCALL_DEFINE0(geteuid)
{
/* Only we change this so SMP safe */
return from_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：
SYSCALL_DEFINE1(mysyscall, char __user *, str)
{
char tmp[] = "strings from kernel";
if(copy_to_user(str, tmp, 19))
return -EFAULT;
return 0;
}
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：
313 common finit_module sys_finit_module
314 common 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：
#include
#include
#include
int main(void)
{
char str[19];
syscall(314, str);
printf("str: %s\n", str);
return 0;
}
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：
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：
00400000-0040b000 r-xp 00000000 08:03 22020229 /bin/cat
0060a000-0060b000 r--p 0000a000 08:03 22020229 /bin/cat
0060b000-0060c000 rw-p 0000b000 08:03 22020229 /bin/cat
02267000-02288000 rw-p 00000000 00:00 0 [heap]
...
7fff31ccc000-7fff31ced000 rw-p 00000000 00:00 0 [stack]
7fff31df2000-7fff31df3000 r-xp 00000000 00:00 0 [vdso]
ffffffffff600000-ffffffffff601000 r-xp 00000000 00:00 0 [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