标签：
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
刘旸 + 原创作品转载请注明出处
《Linux内核分析》MOOC课程http://mooc.study.163.com/course/USTC-1000029000
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
在操作系统上运行的某个应用程序，如果想完成一些实际有用的功能，必然会用到操作系统提供的接口，这些接口被称为系统调用（System Call）。
由操作系统提供的功能，通常应用程序本身是无法实现的。例如对文件进行操作，应用程序必需通过系统调用才能做到，因为只有操作系统才具有直接管理外围设备的权限。又如进程或线程间的同步互斥操作，也必需经由操作系统对内核变量进行维护才能完成。
应用程序的进程通常在用户态下运行，当它调用一个系统调用时，进程进入内核态，执行的是kernel内部的代码，从而具有执行特权指令的权限，完成特定的功能。换句话说，系统调用是应用程序主动进入操作系统内核的入口。
下面我们尝试用gdb跟踪分析一下系统调用的过程。
1.进入实验楼环境，打开终端，定位到LinuxKernel文件夹下。
2.使用rm menu -rf删除掉旧的menu文件夹。
3.输入命令git clonehttps://github.com/mengning/menu.git，下载最新版本的MenuOS。
4.进入到menu文件夹下，使用make rootfs命令编译运行MenuOS，效果如下：
此时运行的MenuOS中还没有我们想要跟踪的系统调用，需要先将其加入到MenuOS中。
5.打开Menu文件夹下的test.c文件，在其中加入两个函数GetPid和GetPidAsm，具体代码如下：
int GetPid()
{
pid_t tt;
tt = getpid();
printf("%u\n",tt);
return 0;
}
int GetPidAsm()
{
pid_t tt;
asm volatile (
"mov $0,%%ebx\n\t"
"mov $0x14,%%eax\n\t"
"int $0x80\n\t"
"mov %%eax,%0\n\t"
:"=m"(tt)
);
printf("%u\n",tt);
return 0;
}
6.找到test.c文件的main函数，在其中加上以下两条语句：
7.再次使用make rootfs命令，重新编译运行MenuOS。
8.在MenuOS中输入命令getpid()（getpid-asm同理）测试我们加入的函数功能是否正常。
9.返回到LinuxKernel文件夹下，输入命令qemu -kernel linux-3.18.6/arch/x86/boot/bzImage -initrd rootfs.img -s -S ：
10.另开一个终端，输入gdb -q开始gdb调试。
11.按照实验四的方法在start_kernel() 处与 sys_getpid()处设置断点，继续运行MenuOS。
12.第二次继续运行后，在MenuOS中输入命令getpid-asm，可以看到gdb已经开始跟踪sys_getpid()：
13.按照实验四的方法列出getpid()的代码，逐条跟踪getpid()：
发现在跟踪到syscall_exit_work之后，gdb无法正常跟踪，而是出现了下图的情况：
14.再尝试在system_call处设置断点，发现MenuOS没有在system_call处停下，而是又停在了getpid()处：
分析与总结：
当系统调用发生时，通过中断机制，系统调用例程system_call被调用。system_call由汇编语言和C的代码构成，它的执行过程大概分为4个步骤：
1. 从寄存器中取出系统调用号（system call number）和输入参数，然后将这些寄存器的值压入kernel栈中。这一部分的代码用汇编写成。
2. 根据系统调用号（system call number）查找系统调用分派表（system call dispatch table），找到系统调用服务例程（system call service routine）。用汇编写成。
3.调用查到的系统调用服务例程。这一部分用C语言写成，因为第1步中已经将输入参数保存在kernel栈中，所以在C函数的参数表中能够拿到输入参数，使得系统调用服务例程在表面上看与一个普通的C函数没有区别。
4. 将系统调用服务例程的返回值出栈，重新保存在寄存器中。也采用汇编语言。
第1步中将输入参数寄存器的值压入kernel栈的操作由汇编代码__SAVE_ALL宏完成。
第2步中的系统分派表在kernel代码中以变量sys_call_table表示。查找系统调用服务例程的动作就是从sys_call_table里找系统调用号（存在eax寄存器中）指向的那一项，而sys_call_table中的项在sys_call_table.c文件中定义。
第3步，执行C函数实现的系统调用例程。该例程最多接受6个参数（包括系统调用号），返回值是一个整型。返回值为非负，表示执行成功；返回值为负，表示执行出错。
第4步，调用syscall_exit_work退出系统调用，并从内核态回到用户态。
最后，回到用户态的封装函数中，对返回值eax进行检查。如果eax小于0，则将eax的相反数（即绝对值）存到errno全局变量中，同时将eax值置为-1，这时封装函数返回-1；如果eax大于等于0，则封装函数返回eax的值。
通过以上分析我们猜测，实验第12步中出现的gdb无法继续正常跟踪，应该是因为执行完syscall_exit_work之后，程序执行了一些gdb不支持或者无法跟踪的特殊代码；而第13步中出现的无法在system_call处停止的现象，应该是因为system_call只是包含分析中列出的4个步骤的过程的入口，且参数压栈和查找系统调用服务例程都是用汇编写成，因此只有到第三步调用服务例程（本实验中为getpid）时才能停下。
这里附上system_call执行的简易流程图：
标签：
原文地址：http://blog.csdn.net/youngx0701/article/details/50990645
