Linux兼容内核项目官方网站：
http://linux.insigma.com.cn
Linux兼容内核项目自由论坛: http://linux.insigma.com.cn/devbbs/index.asp Linux兼容内核项目QQ讨论群: 15340505 漫谈兼容内核之一:ReactOS怎样实现系统调用 毛德操 有网友在论坛上发贴，要求我谈谈ReactOS是怎样实现系统调用的。另一方面，我上次已经谈到兼容内核应该如何实现Windows系统调用的问题，接着谈谈ReactOS怎样实现系统调用倒也顺理成章，所以这一次就来谈谈这个话题。不过这显然不属于“漫谈Wine”的范畴，也确实没有必要再来个“漫谈ReactOS”，因此决定把除Wine以外的话题都纳入“漫谈兼容内核”。 ReactOS这个项目的目标是要开发出一个开源的Windows。不言而喻，它要实现的系统调用就是Windows的那一套系统调用，也就是要忠实地实现Windows系统调用界面。本文要说的不是Windows系统调用界面本身，而是ReactOS怎样实现这个界面，主要是说说用户空间的应用程序怎样进入/退出内核、即系统空间，怎样调用定义于这个界面的函数。实际上，ReactOS正是通过“int 0x2e”指令进入内核、实现系统调用的。虽然ReactOS并不是Windows，它的作者们也未必看到过Windows的源代码；但是我相信，ReactOS的代码、至少是这方面的代码，与“正本”Windows的代码应该非常接近，要有也只是细节上的差别。 下面以系统调用NtReadFile()为例，按“自顶向下”的方式，一方面说明怎样阅读ReactOS的代码，一方面说明ReacOS是怎样实现系统调用的。 首先，Windows应用程序应该通过Win32 API调用这个接口所定义的库函数，这些库函数基本上都是在“动态连接库”、即DLL中实现的。例如，ReadFile()就是在Win32 API中定义的一个库函数。实现这个库函数的可执行程序在Windows的“系统DLL”之一kernel32.dll中，有兴趣的读者可以在Windows上用一个工具depends.exe打开kernel32.dll，就可以看到这个DLL的导出函数表中有ReadFile()。另一方面，在微软的VC开发环境(Visual Studio)中、以及Win2k DDK中，都有个“头文件”winbase.h，里面有ReadFile()的接口定义： WINBASEAPI BOOL WINAPI ReadFile( IN HANDLE hFile,OUT LPVOID lpBuffer,IN DWORD nNumberOfBytesToRead,OUT LPDWORD lpNumberOfBytesRead,IN LPOVERLAPPED lpOverlapped ); 函数名前面的关键词WINAPI表示这是个定义于Win32 API的函数。 在ReactOS的代码中同样也有winbase.h，这在目录reactos/w32api/include中： BOOL WINAPI ReadFile(HANDLE,PVOID,DWORD,PDWORD,LPOVERLAPPED); 显然，这二者实际上是相同的(要不然就不兼容了)。当然，微软没有公开这个函数的代码，但是ReactOS为之提供了一个开源的实现，其代码在reactos/lib/kernel32/file/rw.c中。 BOOL STDCALL ReadFile( HANDLE hFile,LPVOID lpBuffer,DWORD nNumberOfBytesToRead,LPDWORD lpNumberOfBytesRead,LPOVERLAPPED lpOverLapped ) { …… errCode = NtReadFile(hFile,hEvent,NULL,IoStatusBlock,lpBuffer,nNumberOfBytesToRead,ptrOffset,NULL); …… return(TRUE); } 我们在这里只关心NtReadFile()，所以略去了别的代码。 如前所述，NtReadFile()是Windows的一个系统调用，内核中有个函数就叫NtReadFile()，它的实现在ntoskrnl.exe中(这是Windows内核的核心部分)，这也可以用depends.exe打开ntoskrnl.exe察看。ReactOS代码中对内核函数NtReadFile()的定义在reactos/include/ntos/zw.h中，同样的定义也出现在reactos/w32api/include/ddk/winddk.h中： NTSTATUS STDCALL NtReadFile( IN HANDLE FileHandle,IN HANDLE Event OPTIONAL,IN PIO_APC_ROUTINE UserApcRoutine OPTIONAL,IN PVOID UserApcContext OPTIONAL,OUT PIO_STATUS_BLOCK IoStatusBlock,OUT PVOID Buffer,IN ULONG BufferLength,IN PLARGE_INTEGER ByteOffset OPTIONAL,IN PULONG Key OPTIONAL ); 而相应的实现则在reactos/ntoskrnl/io/rw.c中。 表面上看这似乎挺正常，ReadFile()调用NtReadFile()，reactos/ntoskrnl/io/rw.c则为其提供了被调用的NtReadFile()。可是仔细一想就不对了。这ReadFile()是在用户空间运行的，而reactos/ntoskrnl/io/rw.c中的代码却是在内核中，是在系统空间。难道用户空间的程序竟能如此这般地直接调用内核中的函数吗？如果那样的话，那还要什么陷阱门、调用门这些机制呢？再说，编译的时候又怎样把它们连接起来呢？ 这么一想，就可以断定这里面另有奥妙。仔细一查，原来还另有一个NtReadFile()，在msvc6/iface/native/syscall/Debug/zw.c中： __declspec(naked) __stdcall NtReadFile(int dummy0,int dummy1,int dummy2) { __asm { push ebp mov ebp,esp mov eax,152 lea edx,8[ebp] int 0x2E pop ebp ret 9 } } 原来，用户空间也有一个NtReadFile()，正是这个函数在执行自陷指令“int 0x2e”。我们看一下这段汇编代码。这里面的152就是NtReadFile()这个系统调用的调用号，所以当cpu自陷进入系统空间后寄存器eax持有具体的系统调用号。而寄存器edx，在执行了lea这条指令以后，则持有cpu在调用这个函数前夕的堆栈指针，实际上就是指向堆栈中调用参数的起点。在进行系统调用时如何传递参数这个问题上，Windows和Linux有着明显的差别。我们知道，Linux是通过寄存器传递参数的，好处是效率比较高，但是参数的个数受到了限制，所以Linux系统调用的参数都很少，真有大量参数需要传递时就把它们组装在数据结构中，而只传递数据结构指针。而Windows则通过堆栈传递参数。读者在上面看到，ReadFile()在调用NtReadFile()时有9个参数，这9个参数都被压入堆栈，而edx就指向堆栈中的这些参数的起点(地址最低处)。我们在这个函数中没有看到对通过堆栈传下来的参数有什么操作，也没有看到往堆栈里增加别的参数，所以传下来的9个参数被原封不动地传了下去(作为int 0x2e自陷的参数)。这样，当cpu自陷进入内核以后，edx仍指向用户空间堆栈中的这些参数。当然，cpu进入内核以后的堆栈是系统空间堆栈，而不是用户空间堆栈，所以需要用copy_from_user()一类的函数把这些参数从用户空间拷贝过来，此时edx的值就可用作源指针。至于寄存器ebp，则用作调用这个函数时的“堆栈框架”指针。 当内核完成了具体系统调用的操作，cpu返回到用户空间时，下一条指令是“pop ebp”，即恢复上一层函数的堆栈框架指针。然后，指令“ret 9”使cpu返回到上一层函数，同时调整堆栈指针，使其跳过堆栈上的9个调用参数。在“正宗”的x86汇编语言中，用在ret指令中的数值以字节为单位，所以应该是“ret 24h”，而这里却是以4字节长字为单位，这显然是因为用了不同的汇编工具。 子程序的调用者可以把参数压入堆栈，通过堆栈把参数传递给被调用者。可是，当cpu从子程序返回时，由谁负责从堆栈中清除这些参数呢？显然，要么就是由调用者负责，要么就是由被调用者负责，这里需要有个约定，使得调用者和被调用者取得一致。在上面NtReadFile()这个函数中，我们看到是由被调用者负起了这个责任、在调整堆栈指针。函数代码前面的__stdcall就说明了这一点。同样，在.h文件中对NtReadFile()的定义(申明)之前也加上了STDCALL，也是为了说明这个约定。“Undocumented Windows 2000 Secrets”这本书中(p51-53)对类似的各种约定有一大段说明，读者可以参考。另一方面，在上面这个函数的代码中，函数的调用参数是3个而不是9个。但是看一下代码就可以知道这些参数根本就没有被用到，而调用者、即前面的ReadFile()、也是按9个参数来调用NtReadFile()的。所以，这里的三个参数完全是虚设的，有没有、或者有几个、都无关紧要，难怪代码中称之为“dummy”。 用户空间的这个NtReadFile()向上代表着内核函数NtReadFile()，向下则代表着想要调用内核函数NtReadFile()的那个函数，在这里是ReadFile()；但是它本身并不提供什么附加的功能，这样的中间函数称为“stub”。 当然，ReactOS的这种做法很容易把读者引入迷茫。相比之下，Linux的做法就比较清晰，例如应用程序调用的是库函数write()，而内核中与之对应的函数则是sys_write()。 那么为什么ReactOS要这么干呢？我只能猜测： (1).Windows的源代码中就是这样，例如用depends.exe在ntdll.dll和ntoskrnl.exe中都可看到有名为NtReadFile()的函数，而ReactOS的人就依葫芦画瓢。 (2).作为一条开发路线，ReactOS可能在初期不划分用户空间和系统空间，所有的代码全在同一个空间运行，所以应用程序可以直接调用内核中的函数。这样，例如对文件系统的开发就可以简单易行一些。然后，到一些主要的功能都开发出来以后，再来划分用户空间和系统空间，并且补上如何跨越空间这一层。从zw.c这个文件在native/syscall/Debug目录下这个迹象看，ReactOS似乎正处于走出这一步的过程中。 (3).ReactOS的作者们可能有意让它也可以用于嵌入式系统。嵌入式系统往往不划分用户空间和系统空间，而把应用程序和内核连接在同一个可执行映像中。这样，如果需要把代码编译成一个嵌入式系统，就不使用stub；而若要把代码编译成一个桌面系统，则可以在用户空间加上stub并在内核中加上处理自陷指令“int 0x2e”的程序。 在Windows中，stub函数NtReadFile()在ntdll.dll中。实际上，所有0x2e系统调用的stub函数都在这个DLL中。显然，所有系统调用的stub函数具有相同的样式，不同的只是系统调用号和参数的个数，所以ReactOS用一个工具来自动生成这些stub函数。这个工具的代码在msvc6/iface/native/genntdll.c中，下面是一个片断： void write_syscall_stub(FILE* out,FILE* out3,char* name,char* name2,char* nr_args,unsigned int sys_call_idx) { int i; int nArgBytes = atoi(nr_args); #ifdef PARAMETERIZED_LIBS …… #else fprintf(/"//n//t.global _%s//n//t/"/n",name); fprintf(out,"/".global _%s//n//t/"/n",name2); fprintf(out,"/"_%s://n//t/"/n",name2); #endif fprintf(out,"/t/"pushl/t%%ebp//n//t/"/n"); fprintf(out,"/t/"movl/t%%esp,%%ebp//n//t/"/n"); fprintf(out,"/t/"mov/t$%d,%%eax//n//t/"/n",sys_call_idx); fprintf(out,"/t/"lea/t8(%%ebp),%%edx//n//t/"/n"); fprintf(out,"/t/"int/t$0x2E//n//t/"/n"); fprintf(out,"/t/"popl/t%%ebp//n//t/"/n"); fprintf(out,"/t/"ret/t$%s//n//t/");/n/n",nr_args); …… } 代码中的’/t’表示TAB字符，读者阅读这段代码应该没有什么问题。这段代码根据name、nr_args、sys_call_idx等参数为给定系统调用生成stub函数的汇编代码。那么这些参数从何而来呢？在ReactOS代码的reactos/tools/nci目录下有个文件sysfuncs.lst，下面是从这个文件中摘出来的几行： NtAcceptConnectPort 6 NtAccessCheck 8 NtAccessCheckAndAuditAlarm 11 NtAddAtom 3 …… NtClose 1 …… NtReadFile 9 …… 这里的NtAcceptConnectPort就是调用号为0的系统调用NtAcceptConnectPort()，它有6个参数。另一个系统调用NtClose()只有1个参数。而NtReadFile()有9个参数，并且正好是这个表中的第153行，所以调用号是152。 用户空间的程序一执行int 0x2e，cpu就自陷进入了系统空间。其间的物理过程这里就不多说了，有需要的读者可参考“情景分析”或其它有关资料。我这里就从cpu怎样进入int 0x2e的自陷处理程序说起。 像别的中断向量一样，ReactOS在其初始化程序KeInitExceptions()中设置了int 0x2e的向量，这个函数的代码在reactos/ntoskrnl/ke/i386/exp.c中： VOID INIT_FUNCTION KeInitExceptions(VOID) /* * FUNCTION: Initalize cpu exception handling */ { …… set_trap_gate(0,(ULONG)KiTrap0,0); set_trap_gate(1,(ULONG)KiTrap1,0); set_trap_gate(2,(ULONG)KiTrap2,0); set_trap_gate(3,(ULONG)KiTrap3,3); …… set_system_call_gate(0x2d,(int)interrupt_handler2d); set_system_call_gate(0x2e,(int)KiSystemService); } 显然，int 0x2e的向量指向KiSystemService()。 ReactOS在其内核函数的命名和定义上也力求与Windows一致，所以ReactOS内核中也有前缀为ke和ki的函数。前缀ke表示属于“内核”模块。注意Windows所谓的“内核(kernel)”模块只是内核的一部分，而不是整个内核，这一点我以后在“漫谈Wine”中还要讲到。而前缀ki，则是指内核中与中断响应和处理有关的函数。KiSystemService()是一段汇编程序，其作用相当于Linux内核中的system_call()，这段代码在reactos/ntoskrnl/ke/i386/syscall.S中。限于篇幅，我在这篇短文中就不详细讲解这个函数的全部代码了，而只是分段对一些要紧的关节作些说明。一般而言，能读懂Linux内核中system_call()那段代码的读者应该能至少大体上读懂这个函数。 _KiSystemService: /* * Construct a trap frame on the stack. * The following are already on the stack. */ // SS + 0x0 // ESP + 0x4 // EFLAGS + 0x8 // CS + 0xC // EIP + 0x10 pushl $0 // + 0x14 pushl %ebp // + 0x18 pushl %ebx // + 0x1C pushl %esi // + 0x20 pushl %edi // + 0x24 pushl %fs // + 0x28 /* Load PCR Selector into fs */ movw $PCR_SELECTOR,%bx movw %bx,%fs /* Save the prevIoUs exception list */ pushl %fs:KPCR_EXCEPTION_LIST // + 0x2C /* Set the exception handler chain terminator */ movl $0xffffffff,%fs:KPCR_EXCEPTION_LIST /* Get a pointer to the current thread */ movl %fs:KPCR_CURRENT_THREAD,%esi 前面的一些指令主要是在保存现场，类似于Linux内核中的宏操作SAVE_ALL。这里关键的一步是从%fs:KPCR_CURRENT_THREAD这个地址取得当前线程的指针并将其存放在寄存器%esi中。每个线程在内核中都有个KTHREAD数据结构，某种意义上相当于Linux内核中的“进程控制块”、即task_struct。Windows内核中也有“进程控制块”，但只是相当于把进程内各线程所共享的信息剥离了出来，而“线程控制块”则起着更重要的作用。所谓当前线程的指针，就是指向当前线程的KTHREAD数据结构的指针。当内核调度一个线程运行时，就将其KTHREAD数据结构的地址存放在%fs:KPCR_CURRENT_THREAD这个地址中，而(cpu在系统空间的)%fs的值则又固定存放在PCR_SELECTOR这个地址中(定义为0x30)。附带提一下，Win2k内核把%fs:0映射到线性地址0xffdff000(见“Secrets”一书p428)。 总之，从现在起，寄存器%esi就指向了当前线程的KTHREAD数据结构。那么这一步对于系统调用为什么重要呢？我们看一下这个数据结构中的几个成分就可以明白： typedef struct _KTHREAD { /* For waiting on thread exit */ DISPATCHER_HEADER DispatcherHeader; /* 00 */ …… SSDT_ENTRY *ServiceTable; /* DC */ …… UCHAR PrevIoUsMode; /* 137 */ …… } KTHREAD; 每个成分后面的注释说明这个成分在数据结构中以字节为单位的相对位移，例如指针ServiceTable的相对位移就是0xdc。事实上，这个指针正是我们此刻最为关注的，因为它直接与系统调用的函数跳转表有关。每个线程的这个指针都指向一个SSDT_ENTRY结构数组。既然每个线程都有这么个指针，就说明每个线程都可以有自己的ServiceTable。不过，实际上每个线程的ServiceTable通常都指向同一个结构数组，我们等一下再来看这个结构数组，现在先往下看代码。 /* Save the old prevIoUs mode */ pushl %ss:KTHREAD_PREVIoUS_MODE(%esi) // + 0x30 /* Set the new prevIoUs mode based on the saved CS selector */ movl 0x24(%esp),%ebx andl $1,%ebx movb %bl,%ss:KTHREAD_PREVIoUS_MODE(%esi) /* Save other registers */ pushl %eax // + 0x34 pushl %ecx // + 0x38 pushl %edx // + 0x3C pushl %ds // + 0x40 pushl %es // + 0x44 pushl %gs // + 0x48 sub $0x28,%esp // + 0x70 #ifdef DBG …… #else pushl 0x60(%esp) /* DebugEIP */ // + 0x74 #endif pushl %ebp /* DebugEBP */ // + 0x78 /* Load the segment registers */ sti movw $KERNEL_DS,%ds movw %bx,%es /* Save the old trap frame pointer where EDX would be saved */ movl KTHREAD_TRAP_FRAME(%esi),%ebx movl %ebx,KTRAP_FRAME_EDX(%esp) /* Allocate new Kernel stack frame */ movl %esp,%ebp /* Save a pointer to the trap frame in the TCB */ movl %ebp,KTHREAD_TRAP_FRAME(%esi) CheckValidCall: #ifdef DBG …… #endif /* * Find out which table offset to use. Converts 0x1124 into 0x10. * The offset is related to the Table Index as such: Offset = TableIndex x 10 */ movl %eax,%edi shrl $8,%edi andl $0x10,%edi movl %edi,%ecx /* Now add the thread's base system table to the offset */ addl KTHREAD_SERVICE_TABLE(%esi),%edi 这里我们关注的是最后这一小段。首先，KTHREAD_SERVICE_TABLE(%esi)就是当前线程的ServiceTable指针。常数KTHREAD_SERVICE_TABLE定义为0xdc： #define KTHREAD_SERVICE_TABLE 0xDC 这跟前面KTHREAD数据结构的定义显然是一致的。 上面讲过，实际上一般情况下所有线程的ServiceTable指针都指向同一个结构数组，那就是KeServiceDescriptorTable[ ]： SSDT_ENTRY __declspec(dllexport) KeServiceDescriptorTable[SSDT_MAX_ENTRIES] = { { MainSSDT,NUMBER_OF_SYSCALLS,MainSSPT },{ NULL,NULL },NULL } }; 这个数组的大小一般是4，但是只用了前两个元素。这里只用了第一个元素，这就是常规Windows系统调用的跳转表。 我以前曾经谈到，Windows在发展的过程中把许多原来实现于用户空间的功能(主要是图形界面操作)移到了内核中，成为一个内核模块win32k.sys，并相应地增加了一组“扩充系统调用”。这个数组的第二个元素就是为扩充系统调用准备的，但是在源代码中这个元素是空的，这是因为win32k.sys可以动态安装，安装了以后才把具体的数据结构指针填写进去。扩充系统调用与常规系统调用的区别是：前者的系统调用号均大于等于0x1000，而后者则小于0x1000。显然，内核需要根据具体的系统调用号来确定应该使用哪一个跳转表，或者说上述数组内的哪一个元素。每个元素的大小是16个字节，所以只要根据具体的系统调用号算出一个相对位移量，就起到了选择使用跳转表的作用。具体地，如果算得的位移量是0，那就是使用常规跳转表，而若是0x10就是使用扩充跳转表。 上面的代码中正是这样做的。把系统调用号的副本(在%edi中)右移8位，再跟0x10相与，就起到了这个效果。于是，指令“addl KTHREAD_SERVICE_TABLE(%esi),%edi”就使寄存器%edi指向了应该使用的跳转表结构，即SSDT_ENTRY数据结构。代码的作者加了个注释，说是“把0x1124转换成0x10”，其意思实际上是：“如果系统调用号是0x1124，那么计算出来的相对位移是0x10”；后面一句说的是“相对位移 = 数组下标乘上0x10”。 SSDT_ENTRY数据结构中的第三个成分，即相对位移为8之处是个整数，说明在函数跳转表中有几个指针，也即所允许的最大系统调用号。对于常规系统调用，这个整数是NUMBER_OF_SYSCALLS，在ReactOS的代码中定义为232，比Win2K略少一些。 我们继续往下看代码： /* Get the true syscall ID and check it */ movl %eax,%ebx andl $0x0FFF,%eax cmpl 8(%edi),%eax /* Invalid ID,try to load Win32K Table */ jnb KiBBTUnexpectedRange /* Users's current stack frame pointer is source */ movl %edx,%esi /* Allocate room for argument list from kernel stack */ movl 12(%edi),%ecx movb (%ecx,%eax),%cl movzx %cl,%ecx /* Allocate space on our stack */ subl %ecx,%esp 正如代码中的注释所说，开始是检查系统调用号是否在合法范围之内，这里比较的对象显然就是NUMBER_OF_SYSCALLS。 前面讲过，寄存器%edx指向用户空间堆栈上的函数调用框架，实际上就是指向所传递的参数，现在把这个指针复制到%esi中，这是在为从用户空间堆栈复制参数做准备。但是，光有复制的起点还不够，还需要有复制的长度(字节数)、即参数的个数乘4，所以需要知道具体的系统调用有几个参数。这个信息保存在一个以系统调用号为下标的无符号字节数组中(所以每个系统调用的参数总长度不能超过255字节)，SSDT_ENTRY数据结构中的第三个成分(相对位移为12、或0xc)就是指向这个数组的指针。对于常规系统调用，这个数组是MainSSPT。可想而知，这个数组的内容也应来自sysfuncs.lst。代码中先让%ecx指向MainSSPT，再以%eax中的系统调用号与其相加，就使其指向了数组中的相应元素，而movb指令就把这个字节取了出来。所以，最后%ecx持有给定系统调用的参数复制长度。从%esp的内容中减去%ecx的内容，就在系统空间堆栈上保留了若干字节，其长度等于参数复制长度，这样就为把参数从用户空间堆栈复制到系统空间堆栈做好了准备。再往下看： /* Get pointer to function */ movl (%edi),%edi movl (%edi,%eax,4),%eax /* Copy the arguments from the user stack to our stack */ shr $2,%ecx movl %esp,%edi cld rep movsd /* Do the System Call */ call *%eax movl %eax,KTRAP_FRAME_EAX(%ebp) /* Deallocate the kernel stack frame */ movl %ebp,%esp 前面，寄存器%edi已经指向常规系统调用的SSDT_ENTRY数据结构，也就是指向了该数据结构中的第一个成分。SSDT_ENTRY数据结构的第一个成分是个指针，指向一个函数指针数组。对于常规系统调用，这就是MainSSDT。指令“movl (%edi),%edi”把%edi所指处的内容赋给了%edi，使原来指向这个指针的%edi现在指向了MainSSDT。这也是个以系统调用号为下标的数组，其定义为： SSDT MainSSDT[] = { { (ULONG)NtAcceptConnectPort },{ (ULONG)NtAccessCheck },{ (ULONG)NtAccessCheckAndAuditAlarm },…… { (ULONG)NtReadFile },…… } 在我们这个例子中，指令“movl (%edi,%eax”，即“把%edi加相对位移为‘系统调用号乘4’之处的内容装入%eax”，使%eax指向了NtReadFile()。然后就是把参数从用户空间堆栈拷贝到系统空间堆栈，注意%ecx中的长度是以字节为单位的，所以要右移两位变成以长字为单位。 最后，指令“call *%eax”就使cpu进入了内核里面的NtReadFile()，其代码在reactos/ntoskrnl/io/rw.c中。如果按Linux的规矩，这应该是sys_NtReadFile()： NTSTATUS STDCALL NtReadFile (IN HANDLE FileHandle,IN PIO_APC_ROUTINE ApcRoutine OPTIONAL,IN PVOID ApcContext OPTIONAL,IN ULONG Length,IN PULONG Key OPTIONAL) { …… } 这个函数的调用界面与应用程序在用户空间进行这个系统调用时所遵循的界面完全相同，而应用程序压入用户空间堆栈的9个参数已经被拷贝到了系统空间堆栈中合适的位置上。于是，对于这个函数而言，就好像其调用者、在我们这个情景中是ReadFile()、就在系统空间中一样。 回到上面的汇编代码中。当cpu从目标函数返回时，寄存器%eax持有该函数的返回值，这是要返回给用户空间的，所以把它保存在堆栈框架中。 下面就是从内核返回到用户空间的过程，我把代码留给读者自己研究。不过需要给一点提示： (1).代码中的APC指“异步过程调用(Asynchronous Procedure Call)”，相当于Linux中的Signal。 (2).Windows把内核的运行状态分成若干级别。最高的一些级别是不允许硬件中断(不允许级别更低的硬件中断)；其次(2级和1级)是不允许进程调度(但是允许硬件中断)，DPC(2级，相当于bh函数)和APC(1级，相当于signal)都应该在禁止调度的条件下执行；最低(0级)就是允许进程调度。 (3).从内核中也可以通过_KiSystemService()进行系统调用(不过要经过一个内核版本的stub函数)，所以代码中需要检测和区分cpu进入_KiSystemService()之前的运行模式，并且线程的KTHREAD数据结构中也有个成分PrevIoUsMode，用来保存这个信息。而KTHREAD_PREVIoUS_MODE(%esi)就指向当前进程的PrevIoUsMode。 KeReturnFromSystemCall: /* Get the Current Thread */ movl %fs:KPCR_CURRENT_THREAD,%esi /* Restore the old trap frame pointer */ movl KTRAP_FRAME_EDX(%esp),KTHREAD_TRAP_FRAME(%esi) _KiServiceExit: /* Get the Current Thread */ cli movl %fs:KPCR_CURRENT_THREAD,%esi /* Deliver APCs only if we were called from user mode */ testb $1,KTRAP_FRAME_CS(%esp) je KiRosTrapReturn /* And only if any are actually pending */ cmpb $0,KTHREAD_PENDING_USER_APC(%esi) je KiRosTrapReturn /* Save pointer to Trap Frame */ movl %esp,%ebx /* Raise IRQL to APC_LEVEL */ movl $1,%ecx call @KfRaiseIrql@4 /* Save old IRQL */ pushl %eax /* Deliver APCs */ sti pushl %ebx pushl $0 pushl $UserMode call _KiDeliverApc@12 cli /* Return to old IRQL */ popl %ecx call @KfLowerIrql@4 KiRosTrapReturn: /* Skip debug information and unsaved registers */ addl $0x30,%esp // + 0x48 popl %gs // + 0x44 popl %es // + 0x40 popl %ds // + 0x3C popl %edx // + 0x38 popl %ecx // + 0x34 popl %eax // + 0x30 /* Restore the old prevIoUs mode */ popl %ebx // + 0x2C movb %bl,%ss:KTHREAD_PREVIoUS_MODE(%esi) /* Restore the old exception handler list */ popl %fs:KPCR_EXCEPTION_LIST // + 0x28 /* Restore final registers from trap frame */ popl %fs // + 0x24 popl %edi // + 0x20 popl %esi // + 0x1C popl %ebx // + 0x18 popl %ebp // + 0x14 add $4,%esp // + 0x10 /* Check if prevIoUs CS is from user-mode */ testl $1,4(%esp) /* It is,so use Fast Exit */ jnz FastRet /* * Restore what the stub pushed,and return back to it. * Note that we were CALLed,so the first thing on our stack is the ret EIP! */ pop %edx // + 0x0C pop %ecx // + 0x08 popf // + 0x04 jmp *%edx IntRet: iret FastRet: /* Is SYSEXIT Supported/Wanted? */ cmpl $0,%ss:_KiFastSystemCallDisable jnz IntRet …… 熟悉Linux的读者知道cpu在返回用户空间之前应该调用有关进程(线程)调度的函数，因而会期待在这段代码中也看到这样的操作，然而却没有看到。但是实际上确实有这样的操作，只不过是深藏在函数KfLowerIrql()里面而已。 搞懂了这个函数的读者现在应该知道我们将要怎样做了。不过，我们的目标不是把KiSystemService()与Linux的system_call()堆积、并列在一起，而是要把前者溶入到后者中去。再说，即使照搬了KiSystemService()，总不能因为这个程序调用了KfLowerIrql()，就又照搬KfLowerIrql()吧。如果按这样类推，那就势必要把整个ReactOS内核堆积到Linux内核中去了。由此可见，我们既要参考、借鉴ReactOS内核的实现，又要研究怎样把它融合、嫁接到Linux内核中去，这当然是一项富有挑战性的工作。 下载文章
原文链接：https://www.f2er.com/react/308565.htmlLinux兼容内核项目自由论坛: http://linux.insigma.com.cn/devbbs/index.asp Linux兼容内核项目QQ讨论群: 15340505 漫谈兼容内核之一:ReactOS怎样实现系统调用 毛德操 有网友在论坛上发贴，要求我谈谈ReactOS是怎样实现系统调用的。另一方面，我上次已经谈到兼容内核应该如何实现Windows系统调用的问题，接着谈谈ReactOS怎样实现系统调用倒也顺理成章，所以这一次就来谈谈这个话题。不过这显然不属于“漫谈Wine”的范畴，也确实没有必要再来个“漫谈ReactOS”，因此决定把除Wine以外的话题都纳入“漫谈兼容内核”。 ReactOS这个项目的目标是要开发出一个开源的Windows。不言而喻，它要实现的系统调用就是Windows的那一套系统调用，也就是要忠实地实现Windows系统调用界面。本文要说的不是Windows系统调用界面本身，而是ReactOS怎样实现这个界面，主要是说说用户空间的应用程序怎样进入/退出内核、即系统空间，怎样调用定义于这个界面的函数。实际上，ReactOS正是通过“int 0x2e”指令进入内核、实现系统调用的。虽然ReactOS并不是Windows，它的作者们也未必看到过Windows的源代码；但是我相信，ReactOS的代码、至少是这方面的代码，与“正本”Windows的代码应该非常接近，要有也只是细节上的差别。 下面以系统调用NtReadFile()为例，按“自顶向下”的方式，一方面说明怎样阅读ReactOS的代码，一方面说明ReacOS是怎样实现系统调用的。 首先，Windows应用程序应该通过Win32 API调用这个接口所定义的库函数，这些库函数基本上都是在“动态连接库”、即DLL中实现的。例如，ReadFile()就是在Win32 API中定义的一个库函数。实现这个库函数的可执行程序在Windows的“系统DLL”之一kernel32.dll中，有兴趣的读者可以在Windows上用一个工具depends.exe打开kernel32.dll，就可以看到这个DLL的导出函数表中有ReadFile()。另一方面，在微软的VC开发环境(Visual Studio)中、以及Win2k DDK中，都有个“头文件”winbase.h，里面有ReadFile()的接口定义： WINBASEAPI BOOL WINAPI ReadFile( IN HANDLE hFile,OUT LPVOID lpBuffer,IN DWORD nNumberOfBytesToRead,OUT LPDWORD lpNumberOfBytesRead,IN LPOVERLAPPED lpOverlapped ); 函数名前面的关键词WINAPI表示这是个定义于Win32 API的函数。 在ReactOS的代码中同样也有winbase.h，这在目录reactos/w32api/include中： BOOL WINAPI ReadFile(HANDLE,PVOID,DWORD,PDWORD,LPOVERLAPPED); 显然，这二者实际上是相同的(要不然就不兼容了)。当然，微软没有公开这个函数的代码，但是ReactOS为之提供了一个开源的实现，其代码在reactos/lib/kernel32/file/rw.c中。 BOOL STDCALL ReadFile( HANDLE hFile,LPVOID lpBuffer,DWORD nNumberOfBytesToRead,LPDWORD lpNumberOfBytesRead,LPOVERLAPPED lpOverLapped ) { …… errCode = NtReadFile(hFile,hEvent,NULL,IoStatusBlock,lpBuffer,nNumberOfBytesToRead,ptrOffset,NULL); …… return(TRUE); } 我们在这里只关心NtReadFile()，所以略去了别的代码。 如前所述，NtReadFile()是Windows的一个系统调用，内核中有个函数就叫NtReadFile()，它的实现在ntoskrnl.exe中(这是Windows内核的核心部分)，这也可以用depends.exe打开ntoskrnl.exe察看。ReactOS代码中对内核函数NtReadFile()的定义在reactos/include/ntos/zw.h中，同样的定义也出现在reactos/w32api/include/ddk/winddk.h中： NTSTATUS STDCALL NtReadFile( IN HANDLE FileHandle,IN HANDLE Event OPTIONAL,IN PIO_APC_ROUTINE UserApcRoutine OPTIONAL,IN PVOID UserApcContext OPTIONAL,OUT PIO_STATUS_BLOCK IoStatusBlock,OUT PVOID Buffer,IN ULONG BufferLength,IN PLARGE_INTEGER ByteOffset OPTIONAL,IN PULONG Key OPTIONAL ); 而相应的实现则在reactos/ntoskrnl/io/rw.c中。 表面上看这似乎挺正常，ReadFile()调用NtReadFile()，reactos/ntoskrnl/io/rw.c则为其提供了被调用的NtReadFile()。可是仔细一想就不对了。这ReadFile()是在用户空间运行的，而reactos/ntoskrnl/io/rw.c中的代码却是在内核中，是在系统空间。难道用户空间的程序竟能如此这般地直接调用内核中的函数吗？如果那样的话，那还要什么陷阱门、调用门这些机制呢？再说，编译的时候又怎样把它们连接起来呢？ 这么一想，就可以断定这里面另有奥妙。仔细一查，原来还另有一个NtReadFile()，在msvc6/iface/native/syscall/Debug/zw.c中： __declspec(naked) __stdcall NtReadFile(int dummy0,int dummy1,int dummy2) { __asm { push ebp mov ebp,esp mov eax,152 lea edx,8[ebp] int 0x2E pop ebp ret 9 } } 原来，用户空间也有一个NtReadFile()，正是这个函数在执行自陷指令“int 0x2e”。我们看一下这段汇编代码。这里面的152就是NtReadFile()这个系统调用的调用号，所以当cpu自陷进入系统空间后寄存器eax持有具体的系统调用号。而寄存器edx，在执行了lea这条指令以后，则持有cpu在调用这个函数前夕的堆栈指针，实际上就是指向堆栈中调用参数的起点。在进行系统调用时如何传递参数这个问题上，Windows和Linux有着明显的差别。我们知道，Linux是通过寄存器传递参数的，好处是效率比较高，但是参数的个数受到了限制，所以Linux系统调用的参数都很少，真有大量参数需要传递时就把它们组装在数据结构中，而只传递数据结构指针。而Windows则通过堆栈传递参数。读者在上面看到，ReadFile()在调用NtReadFile()时有9个参数，这9个参数都被压入堆栈，而edx就指向堆栈中的这些参数的起点(地址最低处)。我们在这个函数中没有看到对通过堆栈传下来的参数有什么操作，也没有看到往堆栈里增加别的参数，所以传下来的9个参数被原封不动地传了下去(作为int 0x2e自陷的参数)。这样，当cpu自陷进入内核以后，edx仍指向用户空间堆栈中的这些参数。当然，cpu进入内核以后的堆栈是系统空间堆栈，而不是用户空间堆栈，所以需要用copy_from_user()一类的函数把这些参数从用户空间拷贝过来，此时edx的值就可用作源指针。至于寄存器ebp，则用作调用这个函数时的“堆栈框架”指针。 当内核完成了具体系统调用的操作，cpu返回到用户空间时，下一条指令是“pop ebp”，即恢复上一层函数的堆栈框架指针。然后，指令“ret 9”使cpu返回到上一层函数，同时调整堆栈指针，使其跳过堆栈上的9个调用参数。在“正宗”的x86汇编语言中，用在ret指令中的数值以字节为单位，所以应该是“ret 24h”，而这里却是以4字节长字为单位，这显然是因为用了不同的汇编工具。 子程序的调用者可以把参数压入堆栈，通过堆栈把参数传递给被调用者。可是，当cpu从子程序返回时，由谁负责从堆栈中清除这些参数呢？显然，要么就是由调用者负责，要么就是由被调用者负责，这里需要有个约定，使得调用者和被调用者取得一致。在上面NtReadFile()这个函数中，我们看到是由被调用者负起了这个责任、在调整堆栈指针。函数代码前面的__stdcall就说明了这一点。同样，在.h文件中对NtReadFile()的定义(申明)之前也加上了STDCALL，也是为了说明这个约定。“Undocumented Windows 2000 Secrets”这本书中(p51-53)对类似的各种约定有一大段说明，读者可以参考。另一方面，在上面这个函数的代码中，函数的调用参数是3个而不是9个。但是看一下代码就可以知道这些参数根本就没有被用到，而调用者、即前面的ReadFile()、也是按9个参数来调用NtReadFile()的。所以，这里的三个参数完全是虚设的，有没有、或者有几个、都无关紧要，难怪代码中称之为“dummy”。 用户空间的这个NtReadFile()向上代表着内核函数NtReadFile()，向下则代表着想要调用内核函数NtReadFile()的那个函数，在这里是ReadFile()；但是它本身并不提供什么附加的功能，这样的中间函数称为“stub”。 当然，ReactOS的这种做法很容易把读者引入迷茫。相比之下，Linux的做法就比较清晰，例如应用程序调用的是库函数write()，而内核中与之对应的函数则是sys_write()。 那么为什么ReactOS要这么干呢？我只能猜测： (1).Windows的源代码中就是这样，例如用depends.exe在ntdll.dll和ntoskrnl.exe中都可看到有名为NtReadFile()的函数，而ReactOS的人就依葫芦画瓢。 (2).作为一条开发路线，ReactOS可能在初期不划分用户空间和系统空间，所有的代码全在同一个空间运行，所以应用程序可以直接调用内核中的函数。这样，例如对文件系统的开发就可以简单易行一些。然后，到一些主要的功能都开发出来以后，再来划分用户空间和系统空间，并且补上如何跨越空间这一层。从zw.c这个文件在native/syscall/Debug目录下这个迹象看，ReactOS似乎正处于走出这一步的过程中。 (3).ReactOS的作者们可能有意让它也可以用于嵌入式系统。嵌入式系统往往不划分用户空间和系统空间，而把应用程序和内核连接在同一个可执行映像中。这样，如果需要把代码编译成一个嵌入式系统，就不使用stub；而若要把代码编译成一个桌面系统，则可以在用户空间加上stub并在内核中加上处理自陷指令“int 0x2e”的程序。 在Windows中，stub函数NtReadFile()在ntdll.dll中。实际上，所有0x2e系统调用的stub函数都在这个DLL中。显然，所有系统调用的stub函数具有相同的样式，不同的只是系统调用号和参数的个数，所以ReactOS用一个工具来自动生成这些stub函数。这个工具的代码在msvc6/iface/native/genntdll.c中，下面是一个片断： void write_syscall_stub(FILE* out,FILE* out3,char* name,char* name2,char* nr_args,unsigned int sys_call_idx) { int i; int nArgBytes = atoi(nr_args); #ifdef PARAMETERIZED_LIBS …… #else fprintf(/"//n//t.global _%s//n//t/"/n",name); fprintf(out,"/".global _%s//n//t/"/n",name2); fprintf(out,"/"_%s://n//t/"/n",name2); #endif fprintf(out,"/t/"pushl/t%%ebp//n//t/"/n"); fprintf(out,"/t/"movl/t%%esp,%%ebp//n//t/"/n"); fprintf(out,"/t/"mov/t$%d,%%eax//n//t/"/n",sys_call_idx); fprintf(out,"/t/"lea/t8(%%ebp),%%edx//n//t/"/n"); fprintf(out,"/t/"int/t$0x2E//n//t/"/n"); fprintf(out,"/t/"popl/t%%ebp//n//t/"/n"); fprintf(out,"/t/"ret/t$%s//n//t/");/n/n",nr_args); …… } 代码中的’/t’表示TAB字符，读者阅读这段代码应该没有什么问题。这段代码根据name、nr_args、sys_call_idx等参数为给定系统调用生成stub函数的汇编代码。那么这些参数从何而来呢？在ReactOS代码的reactos/tools/nci目录下有个文件sysfuncs.lst，下面是从这个文件中摘出来的几行： NtAcceptConnectPort 6 NtAccessCheck 8 NtAccessCheckAndAuditAlarm 11 NtAddAtom 3 …… NtClose 1 …… NtReadFile 9 …… 这里的NtAcceptConnectPort就是调用号为0的系统调用NtAcceptConnectPort()，它有6个参数。另一个系统调用NtClose()只有1个参数。而NtReadFile()有9个参数，并且正好是这个表中的第153行，所以调用号是152。 用户空间的程序一执行int 0x2e，cpu就自陷进入了系统空间。其间的物理过程这里就不多说了，有需要的读者可参考“情景分析”或其它有关资料。我这里就从cpu怎样进入int 0x2e的自陷处理程序说起。 像别的中断向量一样，ReactOS在其初始化程序KeInitExceptions()中设置了int 0x2e的向量，这个函数的代码在reactos/ntoskrnl/ke/i386/exp.c中： VOID INIT_FUNCTION KeInitExceptions(VOID) /* * FUNCTION: Initalize cpu exception handling */ { …… set_trap_gate(0,(ULONG)KiTrap0,0); set_trap_gate(1,(ULONG)KiTrap1,0); set_trap_gate(2,(ULONG)KiTrap2,0); set_trap_gate(3,(ULONG)KiTrap3,3); …… set_system_call_gate(0x2d,(int)interrupt_handler2d); set_system_call_gate(0x2e,(int)KiSystemService); } 显然，int 0x2e的向量指向KiSystemService()。 ReactOS在其内核函数的命名和定义上也力求与Windows一致，所以ReactOS内核中也有前缀为ke和ki的函数。前缀ke表示属于“内核”模块。注意Windows所谓的“内核(kernel)”模块只是内核的一部分，而不是整个内核，这一点我以后在“漫谈Wine”中还要讲到。而前缀ki，则是指内核中与中断响应和处理有关的函数。KiSystemService()是一段汇编程序，其作用相当于Linux内核中的system_call()，这段代码在reactos/ntoskrnl/ke/i386/syscall.S中。限于篇幅，我在这篇短文中就不详细讲解这个函数的全部代码了，而只是分段对一些要紧的关节作些说明。一般而言，能读懂Linux内核中system_call()那段代码的读者应该能至少大体上读懂这个函数。 _KiSystemService: /* * Construct a trap frame on the stack. * The following are already on the stack. */ // SS + 0x0 // ESP + 0x4 // EFLAGS + 0x8 // CS + 0xC // EIP + 0x10 pushl $0 // + 0x14 pushl %ebp // + 0x18 pushl %ebx // + 0x1C pushl %esi // + 0x20 pushl %edi // + 0x24 pushl %fs // + 0x28 /* Load PCR Selector into fs */ movw $PCR_SELECTOR,%bx movw %bx,%fs /* Save the prevIoUs exception list */ pushl %fs:KPCR_EXCEPTION_LIST // + 0x2C /* Set the exception handler chain terminator */ movl $0xffffffff,%fs:KPCR_EXCEPTION_LIST /* Get a pointer to the current thread */ movl %fs:KPCR_CURRENT_THREAD,%esi 前面的一些指令主要是在保存现场，类似于Linux内核中的宏操作SAVE_ALL。这里关键的一步是从%fs:KPCR_CURRENT_THREAD这个地址取得当前线程的指针并将其存放在寄存器%esi中。每个线程在内核中都有个KTHREAD数据结构，某种意义上相当于Linux内核中的“进程控制块”、即task_struct。Windows内核中也有“进程控制块”，但只是相当于把进程内各线程所共享的信息剥离了出来，而“线程控制块”则起着更重要的作用。所谓当前线程的指针，就是指向当前线程的KTHREAD数据结构的指针。当内核调度一个线程运行时，就将其KTHREAD数据结构的地址存放在%fs:KPCR_CURRENT_THREAD这个地址中，而(cpu在系统空间的)%fs的值则又固定存放在PCR_SELECTOR这个地址中(定义为0x30)。附带提一下，Win2k内核把%fs:0映射到线性地址0xffdff000(见“Secrets”一书p428)。 总之，从现在起，寄存器%esi就指向了当前线程的KTHREAD数据结构。那么这一步对于系统调用为什么重要呢？我们看一下这个数据结构中的几个成分就可以明白： typedef struct _KTHREAD { /* For waiting on thread exit */ DISPATCHER_HEADER DispatcherHeader; /* 00 */ …… SSDT_ENTRY *ServiceTable; /* DC */ …… UCHAR PrevIoUsMode; /* 137 */ …… } KTHREAD; 每个成分后面的注释说明这个成分在数据结构中以字节为单位的相对位移，例如指针ServiceTable的相对位移就是0xdc。事实上，这个指针正是我们此刻最为关注的，因为它直接与系统调用的函数跳转表有关。每个线程的这个指针都指向一个SSDT_ENTRY结构数组。既然每个线程都有这么个指针，就说明每个线程都可以有自己的ServiceTable。不过，实际上每个线程的ServiceTable通常都指向同一个结构数组，我们等一下再来看这个结构数组，现在先往下看代码。 /* Save the old prevIoUs mode */ pushl %ss:KTHREAD_PREVIoUS_MODE(%esi) // + 0x30 /* Set the new prevIoUs mode based on the saved CS selector */ movl 0x24(%esp),%ebx andl $1,%ebx movb %bl,%ss:KTHREAD_PREVIoUS_MODE(%esi) /* Save other registers */ pushl %eax // + 0x34 pushl %ecx // + 0x38 pushl %edx // + 0x3C pushl %ds // + 0x40 pushl %es // + 0x44 pushl %gs // + 0x48 sub $0x28,%esp // + 0x70 #ifdef DBG …… #else pushl 0x60(%esp) /* DebugEIP */ // + 0x74 #endif pushl %ebp /* DebugEBP */ // + 0x78 /* Load the segment registers */ sti movw $KERNEL_DS,%ds movw %bx,%es /* Save the old trap frame pointer where EDX would be saved */ movl KTHREAD_TRAP_FRAME(%esi),%ebx movl %ebx,KTRAP_FRAME_EDX(%esp) /* Allocate new Kernel stack frame */ movl %esp,%ebp /* Save a pointer to the trap frame in the TCB */ movl %ebp,KTHREAD_TRAP_FRAME(%esi) CheckValidCall: #ifdef DBG …… #endif /* * Find out which table offset to use. Converts 0x1124 into 0x10. * The offset is related to the Table Index as such: Offset = TableIndex x 10 */ movl %eax,%edi shrl $8,%edi andl $0x10,%edi movl %edi,%ecx /* Now add the thread's base system table to the offset */ addl KTHREAD_SERVICE_TABLE(%esi),%edi 这里我们关注的是最后这一小段。首先，KTHREAD_SERVICE_TABLE(%esi)就是当前线程的ServiceTable指针。常数KTHREAD_SERVICE_TABLE定义为0xdc： #define KTHREAD_SERVICE_TABLE 0xDC 这跟前面KTHREAD数据结构的定义显然是一致的。 上面讲过，实际上一般情况下所有线程的ServiceTable指针都指向同一个结构数组，那就是KeServiceDescriptorTable[ ]： SSDT_ENTRY __declspec(dllexport) KeServiceDescriptorTable[SSDT_MAX_ENTRIES] = { { MainSSDT,NUMBER_OF_SYSCALLS,MainSSPT },{ NULL,NULL },NULL } }; 这个数组的大小一般是4，但是只用了前两个元素。这里只用了第一个元素，这就是常规Windows系统调用的跳转表。 我以前曾经谈到，Windows在发展的过程中把许多原来实现于用户空间的功能(主要是图形界面操作)移到了内核中，成为一个内核模块win32k.sys，并相应地增加了一组“扩充系统调用”。这个数组的第二个元素就是为扩充系统调用准备的，但是在源代码中这个元素是空的，这是因为win32k.sys可以动态安装，安装了以后才把具体的数据结构指针填写进去。扩充系统调用与常规系统调用的区别是：前者的系统调用号均大于等于0x1000，而后者则小于0x1000。显然，内核需要根据具体的系统调用号来确定应该使用哪一个跳转表，或者说上述数组内的哪一个元素。每个元素的大小是16个字节，所以只要根据具体的系统调用号算出一个相对位移量，就起到了选择使用跳转表的作用。具体地，如果算得的位移量是0，那就是使用常规跳转表，而若是0x10就是使用扩充跳转表。 上面的代码中正是这样做的。把系统调用号的副本(在%edi中)右移8位，再跟0x10相与，就起到了这个效果。于是，指令“addl KTHREAD_SERVICE_TABLE(%esi),%edi”就使寄存器%edi指向了应该使用的跳转表结构，即SSDT_ENTRY数据结构。代码的作者加了个注释，说是“把0x1124转换成0x10”，其意思实际上是：“如果系统调用号是0x1124，那么计算出来的相对位移是0x10”；后面一句说的是“相对位移 = 数组下标乘上0x10”。 SSDT_ENTRY数据结构中的第三个成分，即相对位移为8之处是个整数，说明在函数跳转表中有几个指针，也即所允许的最大系统调用号。对于常规系统调用，这个整数是NUMBER_OF_SYSCALLS，在ReactOS的代码中定义为232，比Win2K略少一些。 我们继续往下看代码： /* Get the true syscall ID and check it */ movl %eax,%ebx andl $0x0FFF,%eax cmpl 8(%edi),%eax /* Invalid ID,try to load Win32K Table */ jnb KiBBTUnexpectedRange /* Users's current stack frame pointer is source */ movl %edx,%esi /* Allocate room for argument list from kernel stack */ movl 12(%edi),%ecx movb (%ecx,%eax),%cl movzx %cl,%ecx /* Allocate space on our stack */ subl %ecx,%esp 正如代码中的注释所说，开始是检查系统调用号是否在合法范围之内，这里比较的对象显然就是NUMBER_OF_SYSCALLS。 前面讲过，寄存器%edx指向用户空间堆栈上的函数调用框架，实际上就是指向所传递的参数，现在把这个指针复制到%esi中，这是在为从用户空间堆栈复制参数做准备。但是，光有复制的起点还不够，还需要有复制的长度(字节数)、即参数的个数乘4，所以需要知道具体的系统调用有几个参数。这个信息保存在一个以系统调用号为下标的无符号字节数组中(所以每个系统调用的参数总长度不能超过255字节)，SSDT_ENTRY数据结构中的第三个成分(相对位移为12、或0xc)就是指向这个数组的指针。对于常规系统调用，这个数组是MainSSPT。可想而知，这个数组的内容也应来自sysfuncs.lst。代码中先让%ecx指向MainSSPT，再以%eax中的系统调用号与其相加，就使其指向了数组中的相应元素，而movb指令就把这个字节取了出来。所以，最后%ecx持有给定系统调用的参数复制长度。从%esp的内容中减去%ecx的内容，就在系统空间堆栈上保留了若干字节，其长度等于参数复制长度，这样就为把参数从用户空间堆栈复制到系统空间堆栈做好了准备。再往下看： /* Get pointer to function */ movl (%edi),%edi movl (%edi,%eax,4),%eax /* Copy the arguments from the user stack to our stack */ shr $2,%ecx movl %esp,%edi cld rep movsd /* Do the System Call */ call *%eax movl %eax,KTRAP_FRAME_EAX(%ebp) /* Deallocate the kernel stack frame */ movl %ebp,%esp 前面，寄存器%edi已经指向常规系统调用的SSDT_ENTRY数据结构，也就是指向了该数据结构中的第一个成分。SSDT_ENTRY数据结构的第一个成分是个指针，指向一个函数指针数组。对于常规系统调用，这就是MainSSDT。指令“movl (%edi),%edi”把%edi所指处的内容赋给了%edi，使原来指向这个指针的%edi现在指向了MainSSDT。这也是个以系统调用号为下标的数组，其定义为： SSDT MainSSDT[] = { { (ULONG)NtAcceptConnectPort },{ (ULONG)NtAccessCheck },{ (ULONG)NtAccessCheckAndAuditAlarm },…… { (ULONG)NtReadFile },…… } 在我们这个例子中，指令“movl (%edi,%eax”，即“把%edi加相对位移为‘系统调用号乘4’之处的内容装入%eax”，使%eax指向了NtReadFile()。然后就是把参数从用户空间堆栈拷贝到系统空间堆栈，注意%ecx中的长度是以字节为单位的，所以要右移两位变成以长字为单位。 最后，指令“call *%eax”就使cpu进入了内核里面的NtReadFile()，其代码在reactos/ntoskrnl/io/rw.c中。如果按Linux的规矩，这应该是sys_NtReadFile()： NTSTATUS STDCALL NtReadFile (IN HANDLE FileHandle,IN PIO_APC_ROUTINE ApcRoutine OPTIONAL,IN PVOID ApcContext OPTIONAL,IN ULONG Length,IN PULONG Key OPTIONAL) { …… } 这个函数的调用界面与应用程序在用户空间进行这个系统调用时所遵循的界面完全相同，而应用程序压入用户空间堆栈的9个参数已经被拷贝到了系统空间堆栈中合适的位置上。于是，对于这个函数而言，就好像其调用者、在我们这个情景中是ReadFile()、就在系统空间中一样。 回到上面的汇编代码中。当cpu从目标函数返回时，寄存器%eax持有该函数的返回值，这是要返回给用户空间的，所以把它保存在堆栈框架中。 下面就是从内核返回到用户空间的过程，我把代码留给读者自己研究。不过需要给一点提示： (1).代码中的APC指“异步过程调用(Asynchronous Procedure Call)”，相当于Linux中的Signal。 (2).Windows把内核的运行状态分成若干级别。最高的一些级别是不允许硬件中断(不允许级别更低的硬件中断)；其次(2级和1级)是不允许进程调度(但是允许硬件中断)，DPC(2级，相当于bh函数)和APC(1级，相当于signal)都应该在禁止调度的条件下执行；最低(0级)就是允许进程调度。 (3).从内核中也可以通过_KiSystemService()进行系统调用(不过要经过一个内核版本的stub函数)，所以代码中需要检测和区分cpu进入_KiSystemService()之前的运行模式，并且线程的KTHREAD数据结构中也有个成分PrevIoUsMode，用来保存这个信息。而KTHREAD_PREVIoUS_MODE(%esi)就指向当前进程的PrevIoUsMode。 KeReturnFromSystemCall: /* Get the Current Thread */ movl %fs:KPCR_CURRENT_THREAD,%esi /* Restore the old trap frame pointer */ movl KTRAP_FRAME_EDX(%esp),KTHREAD_TRAP_FRAME(%esi) _KiServiceExit: /* Get the Current Thread */ cli movl %fs:KPCR_CURRENT_THREAD,%esi /* Deliver APCs only if we were called from user mode */ testb $1,KTRAP_FRAME_CS(%esp) je KiRosTrapReturn /* And only if any are actually pending */ cmpb $0,KTHREAD_PENDING_USER_APC(%esi) je KiRosTrapReturn /* Save pointer to Trap Frame */ movl %esp,%ebx /* Raise IRQL to APC_LEVEL */ movl $1,%ecx call @KfRaiseIrql@4 /* Save old IRQL */ pushl %eax /* Deliver APCs */ sti pushl %ebx pushl $0 pushl $UserMode call _KiDeliverApc@12 cli /* Return to old IRQL */ popl %ecx call @KfLowerIrql@4 KiRosTrapReturn: /* Skip debug information and unsaved registers */ addl $0x30,%esp // + 0x48 popl %gs // + 0x44 popl %es // + 0x40 popl %ds // + 0x3C popl %edx // + 0x38 popl %ecx // + 0x34 popl %eax // + 0x30 /* Restore the old prevIoUs mode */ popl %ebx // + 0x2C movb %bl,%ss:KTHREAD_PREVIoUS_MODE(%esi) /* Restore the old exception handler list */ popl %fs:KPCR_EXCEPTION_LIST // + 0x28 /* Restore final registers from trap frame */ popl %fs // + 0x24 popl %edi // + 0x20 popl %esi // + 0x1C popl %ebx // + 0x18 popl %ebp // + 0x14 add $4,%esp // + 0x10 /* Check if prevIoUs CS is from user-mode */ testl $1,4(%esp) /* It is,so use Fast Exit */ jnz FastRet /* * Restore what the stub pushed,and return back to it. * Note that we were CALLed,so the first thing on our stack is the ret EIP! */ pop %edx // + 0x0C pop %ecx // + 0x08 popf // + 0x04 jmp *%edx IntRet: iret FastRet: /* Is SYSEXIT Supported/Wanted? */ cmpl $0,%ss:_KiFastSystemCallDisable jnz IntRet …… 熟悉Linux的读者知道cpu在返回用户空间之前应该调用有关进程(线程)调度的函数，因而会期待在这段代码中也看到这样的操作，然而却没有看到。但是实际上确实有这样的操作，只不过是深藏在函数KfLowerIrql()里面而已。 搞懂了这个函数的读者现在应该知道我们将要怎样做了。不过，我们的目标不是把KiSystemService()与Linux的system_call()堆积、并列在一起，而是要把前者溶入到后者中去。再说，即使照搬了KiSystemService()，总不能因为这个程序调用了KfLowerIrql()，就又照搬KfLowerIrql()吧。如果按这样类推，那就势必要把整个ReactOS内核堆积到Linux内核中去了。由此可见，我们既要参考、借鉴ReactOS内核的实现，又要研究怎样把它融合、嫁接到Linux内核中去，这当然是一项富有挑战性的工作。 下载文章
