最新 x86_64 系統呼叫入口分析 (基于 5.7.0)

最新 x86_64 系統呼叫入口分析 (基于5.7.0)

整體概覽

最近的作業涉及系統呼叫入口，但網上的一些分析都比較老了，這里把自己的分析程序記錄一下，僅供參考，

x86_64位系統呼叫使用 SYSCALL 指令進入內核空間，使CPU切換到ring 0，SYSCALL 指令主要作業為從MSR暫存器加載CS/SS，以及系統呼叫入口(entry_SYSCALL_64)，從而進入系統呼叫處理流程，

MSR暫存器相關這里不再介紹，需要相關知識的指路 暫存器總結 以及
Model-specific register，

SYSCALL 指令

IF (CS.L =? 1 ) or (IA32_EFER.LMA =? 1) or (IA32_EFER.SCE =? 1)
(* Not in 64-Bit Mode or SYSCALL/SYSRET not enabled in IA32_EFER *)
    THEN #UD;
FI;
RCX ← RIP; (* Will contain address of next instruction *)
RIP ← IA32_LSTAR;
R11 ← RFLAGS;
RFLAGS ← RFLAGS AND NOT(IA32_FMASK);
CS.Selector ← IA32_STAR[47:32] AND FFFCH (* Operating system provides CS; RPL forced to 0 *)
(* Set rest of CS to a fixed value *)
CS.Base ← 0;
        (* Flat segment *)
CS.Limit ← FFFFFH;
        (* With 4-KByte granularity, implies a 4-GByte limit *)
CS.Type ← 11;
        (* Execute/read code, accessed *)
CS.S ← 1;
CS.DPL ← 0;
CS.P ← 1;
CS.L ← 1;
        (* Entry is to 64-bit mode *)
CS.D ← 0;
        (* Required if CS.L = 1 *)
CS.G ← 1;
        (* 4-KByte granularity *)
CPL ← 0;
SS.Selector ← IA32_STAR[47:32] + 8;
        (* SS just above CS *)
(* Set rest of SS to a fixed value *)
SS.Base ← 0;
        (* Flat segment *)
SS.Limit ← FFFFFH;
        (* With 4-KByte granularity, implies a 4-GByte limit *)
SS.Type ← 3;
        (* Read/write data, accessed *)
SS.S ← 1;
SS.DPL ← 0;
SS.P ← 1;
SS.B ← 1;
        (* 32-bit stack segment *)
SS.G ← 1;
        (* 4-KByte granularity *)
(代碼引自 https://www.felixcloutier.com/x86/syscall)

這里主要做了三個作業：

• 將RIP保存到RCX暫存器，即將SYSCALL指令下一條指令地址保存到RCX，后續用到，
• 從 IA32_LSTAR MSR 暫存器加載系統呼叫入口地址，64 位暫存器名為MSR_LSTAR，
• 從 IA32_STAR MSR 暫存器47-32到加載CS/SS段，64 位暫存器名為 MSR_STAR，其在內核啟動程序中初始化，

MSR暫存器初始化原始碼點這
核心為：

wrmsr(MSR_STAR, 0, (__USER32_CS << 16) | __KERNEL_CS);
wrmsrl(MSR_LSTAR, (unsigned long)entry_SYSCALL_64);

入口地址

接下來就是進入 entry_SYSCALL_64處理流程，原始碼在這，
但是這里有一個問題：在較新版內核中，都已支持 PTI 機制，用戶態與內核態使用不同頁表，而這里 entry_SYSCALL_64 已經屬于內核代碼，而我們仔細觀察entry_SYSCALL_64 實作，在第四行才切換內核頁表，想要 entry_SYSCALL_64 能被執行，就需要 cpu_entry_area 的作用了，

SYM_CODE_START(entry_SYSCALL_64)
        UNWIND_HINT_EMPTY
        /*     * Interrupts are off on entry.     * We do not frame this tiny irq-off block with TRACE_IRQS_OFF/ON,     * it is too small to ever cause noticeable irq latency.     */

        swapgs
        /* tss.sp2 is scratch space. */
        movq        %rsp, PER_CPU_VAR(cpu_tss_rw + TSS_sp2)
        SWITCH_TO_KERNEL_CR3 scratch_reg=%rsp  

cpu_entry_area 包括了CPU進入內核需要的所有資料/代碼，會被映射到用戶態頁表，了解點著，但是要注意較新版本cpu_entry_area已經不包含其中的 a set of trampolines;，至于為什么看這，

那又是怎么實作？
翻來覆去，終于在 pti 初始化處找到了關鍵點，其實作為

/* * Clone the populated PMDs of the entry and irqentry text and force it RO. */
static void pti_clone_entry_text(void){
        pti_clone_pgtable((unsigned long) __entry_text_start,
                          (unsigned long) __irqentry_text_end,
                          PTI_CLONE_PMD);}

其將 __entry_text_start 開頭的地址復制，而這又與 entry_SYSCALL_64 有什么關系？我們繼續往下找

#define ENTRY_TEXT							\
		ALIGN_FUNCTION();					\
		__entry_text_start = .;					\
		*(.entry.text)						\
		__entry_text_end = .;

而再看 entry_SYSCALL_64 定義的檔案頭部

.code64
.section .entry.text, "ax"

所以這里就會把 entry_SYSCALL_64 等一眾函式地址拷貝到用戶頁表，從而實作可訪問，具體定義展開這里就不進行了，

繼續執行

回到 entry_SYSCALL_64，我們跳過一系列處理，可以看到一個關鍵點：

call    do_syscall_64       

很顯然了，接下來就是執行 do_syscall_64 了，后面就是常規操作了，

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