ReactOS源码中，通过系统调用/异常/中断进入内核，首先会遇到SYSCALL_PROLOG/TRAP_PROLOG之类的入口函数；当调KiServiceExit退出内核空间时，又会调用SYSCALL_PROLOG之类的出口函数。这些代码在R3-R0切换期间起到什么作用？本文旨在注释这部分及相关代码作用。
先看下在什么语境下会调用这些宏:
.func KiSystemService
TRAP_FIXUPS kss_a,kss_t,DoNotFixupV86,DoNotFixupAbios
_KiSystemService:
/* Enter the shared system call prolog */
SYSCALL_PROLOG kss_a,kss_t
/* Jump to the actual handler */
/*整个SYSCALL_PROLOG没修改eax*/
jmp SharedCode
.endfunc再看看谁调用了_KiSystemService，以在用户空间中调用ReadFile函数为例。
ReadFile内部调用桩函数NtReadFile [Ring3]，然后桩函数通过int 0x2E进入内核 [Ring0]，而int 0x2E对应的idt入口点为_KiSystemService。进入内核后先调用SYSCALL_PROLOG形成调用栈，然后再跳到ShareCode中去执行API调用分发，最终执行内核中的NtReadFile。这个流程中调用了_KiSystemService，点题一次！而从r3进入r0的整个过程远不是几行文字能描述完整，预计会另辟一文注释其中过程。
2).发生异常时调用该宏:
.func KiTrap14
TRAP_FIXUPS kite_a,kite_t,DoFixupV86,DoNotFixupAbios
_KiTrap14:
/* Enter trap */
;生成KTRAP_FRAME框架保存类似中断框架
;最先push的，在KTRAP_FRAME结构的位置越靠后
;进入TRAP_PROLOG时，用esp为当前中断/异常开辟KTRAP_FRAME所需的栈空间，
;mov ebp,esp 使ebp指向KTRAP_FRAME，同时保存本次中断/异常的ebp于KTRAP_FRAME!ebp中
;由于可嵌套系统调用，将上一次发生中断/异常的ebp保存在当前KTRAP_FRAME!edx中
TRAP_PROLOG kite_a,kite_t
/* Check if we have a VDM alert */
cmp dword ptr PCR[KPCR_VDM_ALERT],0
jnz VdmAlertGpf
...
发生缺页异常时，cpu到idt中寻找缺页异常的处理函数，该处理函数是_kiTrap14。_KiTrap14第一条语句也是TRAP_PROLOG。
关于异常处理的流程，也得另辟一文注释其中过程。
3).从内核退出时:
.func KiServiceExit
_KiServiceExit:
/* Disable interrupts */
cli
/* Check for,and deliver,User-Mode APCs if needed */
CHECK_FOR_APC_DELIVER 1
/* Exit and cleanup */
TRAP_EPILOG FromSystemCall,DoRestorePrevIoUsMode,DoNotRestoreSegments,DoNotRestoreVolatiles,DoRestoreEverything
.endfunc先检测是否有待处理的APC，然后调用TRAP_EPILOG
综上所述，这几个宏在r3与r0之间的切换起到了重要的作用。在展开介绍宏之前，先看个结构，这里简单注释一下:
// Trap Frame Definition
//
typedef struct _KTRAP_FRAME
{
ULONG DbgEbp;
ULONG DbgEip;
ULONG DbgArgMark;
ULONG DbgArgPointer;
ULONG TempSegCs;
ULONG TempEsp;
ULONG Dr0;
ULONG Dr1;
ULONG Dr2;
ULONG Dr3;
ULONG Dr6;
ULONG Dr7; //往上是调试相关的寄存器
ULONG SegGs;
ULONG SegEs;
ULONG SegDs;
ULONG Edx; //这个域也比较重要，会保存前一次进入中断时保存的KTRAP_FRAME栈顶，从而形成堆栈链
ULONG Ecx;
ULONG Eax;
ULONG PrevIoUsPrevIoUsMode; //前一次mode，cs段寄存器低2位决定
struct _EXCEPTION_REGISTRATION_RECORD FAR *ExceptionList; //异常处理
ULONG SegFs;
ULONG Edi;
ULONG Esi;
ULONG Ebx;
ULONG Ebp;
//以下几个域比较重要，当中断发生前cpu为R3，则cpu会自动压入R3模式下的ss/esp，如果中断发生在R0模式cpu不会压入ss/esp的值，但是仍然会以此压入eflags cs ip的
//值，至于ErrCode，对于有些异常，cpu会自动压入，有些则不会。为了统一处理，对于不会产生ErrCode的异常，由系统(OS)自动往这个域填入0替代
ULONG ErrCode; //呼应下文观察点1
ULONG Eip;
ULONG SegCs;
ULONG EFlags;
ULONG HardwareEsp;
ULONG HardwareSegSs;
//V86模式，不知道干啥用的
ULONG V86Es;
ULONG V86Ds;
ULONG V86Fs;
ULONG V86Gs;
} KTRAP_FRAME,*PKTRAP_FRAME;经过SYSCALL_PPROLOG操作，就是在内核栈上开辟这个结构，然后把进入异常/中断的值依次填入这个结构的各个域中。
其中注释edx的功能，用来形成堆栈链，怎么理解?
先看个例子：
int StackChain2()
{
return 0;
}
int StackChain1()
{
StackChain2();
return 0;
}
int main()
{
StackChain1();
}真是铁索连环般的嵌套调用，看看反汇编：
1: int StackChain2()
2: {
00401020 push ebp
00401021 mov ebp,esp
6: int StackChain1()
7: {
00401050 push ebp
00401051 mov ebp,esp
00401053 sub esp,40h
12: int main()
13: {
0040D480 push ebp
0040D481 mov ebp,esp每个函数的入口处，通过push ebp保存调用者的栈底ebp，然后用本函数堆栈esp初始化本函数的栈帧ebp，形成堆栈链。这么看堆栈链也许还不是很明了，还是看下内存值:
图中每个函数可以通过保存在本函数栈底的前一个函数的栈帧，找到前一个函数的堆底。图上最左边是嵌套最深处的函数ChainStack2，往右依次是该函数的调用者ChainStack1 main。StackChain2栈底为12FED8，从此找到StackChain1的栈为12FF2C，而从12FF2C可以找到main函数的栈:12FF80。再从12FF80找到main函数的调用者的栈：12FFC0。什么main函数的调用者？淡定，这是crt库的事，初始化程序运行的堆栈，然后把运行权交给我们的程序。这是题外话，详见看雪的加密与解密。这样通过函数堆栈回溯可以找到最开始时的堆栈，如果调试器支持的话。如果仔细观察，栈顶一直是往减小的方向生长，开始时栈顶是FF80 然后FF2C 最后FED8。
至此，堆栈链的概念应该建立，然后，来看看ReactOS中怎么建立堆栈链，上代码：
//
// @name SYSCALL_PROLOG
//
// This macro creates a system call entry prologue.
// It should be used for entry into any fast-system call (KiGetTickCount,// KiCallbackReturn,KiRaiseAssertion) and the generic system call handler
// (KiSystemService)
//
// @param Label
// Unique label identifying the name of the caller function; will be
// used to append to the name of the DR helper function,which must
// already exist.
//
// @remark None.
//
.macro SYSCALL_PROLOG Label EndLabel
/* Create a trap frame */
push 0 //观察点1
push ebp
push ebx
push esi
push edi
push fs //观察点1结束
/* Load PCR Selector into fs */
mov ebx,KGDT_R0_PCR
.byte 0x66
mov fs,bx
/* Get a pointer to the current thread */
/*#define PCR fs*/
mov esi,PCR[KPCR_CURRENT_THREAD]
/* Save the prevIoUs exception list */
/*
_EXCEPTION_REGISTRATION struc
prev dd ;下一个_EXCEPTION_REGISTRATION结构
handler dd ;异常处理函数地址
_EXCEPTION_REGISTRATION ends
保存当前SEH节点
*/
push PCR[KPCR_EXCEPTION_LIST]
/* Set the exception handler chain terminator */
mov dword ptr PCR[KPCR_EXCEPTION_LIST],-1
/* Save the old prevIoUs mode */
push [esi+KTHREAD_PREVIoUS_MODE]
/* Skip the other registers */
sub esp,0x48
/* Set the new prevIoUs mode based on the saved CS selector */
mov ebx,[esp+0x6C]
/*用户态?内核态*/
and ebx,1
mov byte ptr [esi+KTHREAD_PREVIoUS_MODE],bl
/* Go on the Kernel stack frame */
/*ebp指向KTRAP_FRAME顶部*/
mov ebp,esp //=====a)
/* Save the old trap frame pointer where EDX would be saved */
/*
后面第五条指令是mov [esi+KTHREAD_TRAP_FRAME],ebp 即本线程fs:[KTHREAD_TRAP_FRAME]用以
保存进入系统调用时的ebp的值；在没有运行mov [esi+KTHREAD_TRAP_FRAME],ebp 前，[esi+KTHREAD_TRAP_FRAME]
保存上面mov ebp,esp后新生成的ebp。由于win支持嵌套系统调用，每次fs:[KTHREAD_TRAP_FRAME]都保存ebp，如果
没有一个指针保存前一次的[esi+KTHREAD_TRAP_FRAME]，从系统调用退出后，会无法恢复上次一堆栈
因此用[ebp+KTRAP_FRAME_EDX]作为指针，保存上一个ebp，形成一条链表，以此为依据搜索上一层堆栈框架
*/
mov ebx,[esi+KTHREAD_TRAP_FRAME] //=====b)
/*用ebp+KTRAP_FRAME_EDX中edx域保存前一个堆栈框架*/
mov [ebp+KTRAP_FRAME_EDX],ebx //=====c)
/* Flush DR7 */
and dword ptr [ebp+KTRAP_FRAME_DR7],0
/* Check if the thread was being debugged */
test byte ptr [esi+KTHREAD_DEBUG_ACTIVE],0xFF
/* Set the thread's trap frame and clear direction flag */
/*mov ebp,esp 保存此次系统调用时的堆栈*/
mov [esi+KTHREAD_TRAP_FRAME],ebp //=====d)
cld
/* Save DR registers if needed */
jnz Dr_&Label
/* Set the trap frame debug header */
Dr_&EndLabel:
SET_TF_DEBUG_HEADER
/* Enable interrupts */
sti //=====e)
.endm代码中用abcde)标示处即是生成堆栈链的。why？
假设一个场景，用户通过ReadFile进入内核空间，通过中断异常进入R0时，都是关中断的，能保证这个宏在一个cpu上完整执行，直到执行到e)处，开中断。期间，在a)mov ebp,esp使ebp指向R0上的KTRAP_FRAME结构；然后在d)处mov [esi+KTHREAD_TRAP_FRAME],ebp使得线程TrapFrame指针指向这个刚形成的结构。这时，cpu接收到一个中断或者执行遇到一个异常，cpu又会执行该宏，当再次执行到a)处时，内核上已经有个新的KTRAP_FRAME结构，但尚未保存，如果直接存放到KTHREAD!TrapFrame域中，会覆盖原本指向系统调用的KTRAP_FRAME结构，因此用本次栈帧中的edx域保存上次进入内核时的TRAP_FRAME结构指针，如此就不会丢失前后关系。当从中断退出，就能回退到上次系统调用的语境中。
这里有个疑问，代码中没有看到显式的分配一个KTRAP_FRAME结构，系统是如何保存这些寄存器值到KTRAP_FRAME中的？
回到代码开始部分，我加了观察点1的位置。仔细看push入栈的顺序依次是0 ebp ebx esi edi和fs。这和KTRAP_FRAME结构定义中注释有呼应观察点1处有点相似?只是顺序好像反了。好，仔细想想KTRAP_FRAME结构中
{ ...
ULONG SegFs;
ULONG Edi;
ULONG Esi;
ULONG Ebx;
ULONG Ebp;
ULONG ErrCode;
...
}
这几个域地址值是不是依次增大？而宏入口处push 0 ebp ebx esi edi和fs 地址值是不是依次在减小?如果把KTRAP_FRMAE结构每一项当做一个函数局部变量，那么进入函数时，要通过减小esp来一次性分配这儿多变量。减小esp的值最直接的办法是sub esp 4*n，如果换个方式，怎么表达这个减小的过程？执行push操作n次是不是也能达到等价的效果？为了在地址方向上保持结构中域增长关系，应该先分配结构尾部域然后逐渐减小esp的值分配结构中前部域。
回过头来看下ReactOS中的代码，push 0 push ebp 。。。正好对应这个关系。因此在ReactOS中，是通过这种方式在内核栈上分配KTRAP_FRAME结构变量。可是光push 0只填充了ErrCode，谁填充了Eip/SegCs/Eflags域？这是经过idt门时用cpu自行压入的。
前奏看完了，再看看后记TRAP_EPILOG：
这部分代码是PROLOG的逆操作：
.macro TRAP_EPILOG SystemCall,RestorePrevIoUsMode,RestoreSegments,RestoreVolatiles,RestoreAllRegs //进入本宏前,通过mov esp,ebp 用进入异常/中断时保存的调用帧(ebp)恢复esp,使得esp指向KTRAP_FRAME #ifdef DBG /* Assert the flags */ pushfd pop edx test edx,EFLAGS_INTERRUPT_MASK jnz 6f /* Assert the stack */ cmp esp,ebp jnz 6f /* Assert the trap frame */ #endif 5: #ifdef DBG sub dword ptr [esp+KTRAP_FRAME_DEBUGARGMARK],0xBADB0D00 jnz 0f /* Assert FS */ mov bx,fs cmp bx,KGDT_R0_PCR jnz 1f /* Assert exception list */ cmp dword ptr PCR[KPCR_EXCEPTION_LIST],0 jnz 2f 1: push -1 call _KeBugCheck@4 #endif 2: /* Get exception list */ mov edx,[esp+KTRAP_FRAME_EXCEPTION_LIST] #ifdef DBG /* Assert the saved exception list */ or edx,edx jnz 1f UNHANDLED_PATH 1: #endif /* Restore it */ /* 异常处理过程中，可能会添加新的SEH到fs:[0]中,这里截断新生成的SEH节点，恢复以前的SEH链表 */ mov PCR[KPCR_EXCEPTION_LIST],edx .if \RestorePrevIoUsMode /*发生系统调用时RestorePrevIoUsMode==1*/ /* Get prevIoUs mode */ mov ecx,[esp+KTRAP_FRAME_PREVIoUS_MODE] #ifdef DBG /* Assert the saved prevIoUs mode */ cmp ecx,-1 jnz 1f UNHANDLED_PATH 1: #endif /* Restore the prevIoUs mode */ mov esi,PCR[KPCR_CURRENT_THREAD] mov byte ptr [esi+KTHREAD_PREVIoUS_MODE],cl .else #ifdef DBG /* Assert the saved prevIoUs mode */ mov ecx,[esp+KTRAP_FRAME_PREVIoUS_MODE] cmp ecx,-1 jz 1f UNHANDLED_PATH 1: #endif .endif /* Check for debug registers */ test dword ptr [esp+KTRAP_FRAME_DR7],~DR7_RESERVED_MASK jnz 2f /* Check for V86 */ 4: test dword ptr [esp+KTRAP_FRAME_EFLAGS],EFLAGS_V86_MASK jnz V86_Exit /* Check if the frame was edited */ test word ptr [esp+KTRAP_FRAME_CS],FRAME_EDITED jz 7f .if \RestoreAllRegs /* Check the old mode */ cmp word ptr [esp+KTRAP_FRAME_CS],KGDT_R3_CODE + RPL_MASK bt word ptr [esp+KTRAP_FRAME_CS],0 cmc ja 8f .endif .if \RestoreVolatiles /* Restore volatiles */ mov edx,[esp+KTRAP_FRAME_EDX] mov ecx,[esp+KTRAP_FRAME_ECX] mov eax,[esp+KTRAP_FRAME_EAX] .endif /* Check if we were called from kernel mode */ cmp word ptr [ebp+KTRAP_FRAME_CS],KGDT_R0_CODE jz 9f .if \RestoreSegments /* Restore segment registers */ /*跳过调试寄存器，直接从GS处恢复*/ lea esp,[ebp+KTRAP_FRAME_GS] pop gs pop es pop ds .endif /* Restore FS */ 3: /*[ebp+KTRAP_FRAME_FS]存入栈顶，然后pop fs*/ lea esp,[ebp+KTRAP_FRAME_FS] pop fs 9: /* Skip debug information and unsaved registers */ /*跳过段，直接从GS处恢复*/ lea esp,[ebp+KTRAP_FRAME_EDI] pop edi pop esi pop ebx pop ebp /* Check for ABIOS */ cmp word ptr [esp+8],0x80 ja AbiosExit /* Pop error code */ /*从Pop error code看出，至此，堆栈已经是发生系统调用时的堆栈:eflag eip cs*/ add esp,4 .if \SystemCall /* Check if prevIoUs CS is from user-mode */ test dword ptr [esp+4],1 /* It is,so use Fast Exit */ jnz FastExit /* Jump back to stub */ /* 上文Pop error code->add esp,4,堆栈上还剩eip cs eflag,下面有条popf指令,猜测pop edx应该保存发生调用的地址 */ pop edx //=====a) pop ecx popf /* 结合注释Jump back to stub，jmp edx就是跳回到调用发生处 */ jmp edx .ret: .endif //异常 就从此退出? iret最终如果是异常或者中断通过iret返回到发生异常中断的位置，而对于系统调用a)处注释表明，经过前面的出栈操作，此时堆栈上只剩发生系统调用时的eip segcs和eflags，当执行pop edx时，edx中保存了eip，再执行jmp edx实际就是跳转到发生系统调用的位置。
