通过do_execve源码分析程序的执行（上）（基于linux0.11）
通过do_execve源码分析程序的执行（上）（基于linux0.11）
theanarkh
发布于 2019-09-17 17:44:17
发布于 2019-09-17 17:44:17
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execve函数是操作系统非常重要的一个函数，他使得程序变成进程成为可能。下面我们通过do_execve的实现，了解一下程序变成进程的过程。首先do_execve是一个系统调用。之前分析过系统调用的过程。这里就不详细说了。直接从sys_execve函数开始。
_sys_execve:
lea EIP(%esp),%eax
pushl %eax
call _do_execve
addl $4,%esp
ret
执行_do_execve函数前，先看看这时候的内核栈。
在这里插入图片描述 下面开始分析do_execve的实现。
int do_execve(unsigned long * eip,long tmp,char * filename,
char ** argv, char ** envp)
{
struct m_inode * inode;
struct buffer_head * bh;
struct exec ex;
unsigned long page[MAX_ARG_PAGES];
int i,argc,envc;
int e_uid, e_gid;
int retval;
int sh_bang = 0;
unsigned long p=PAGE_SIZE*MAX_ARG_PAGES-4;
// eip指向系统调用前的eip，eip[1]则指向cs，判断一下这时候的cs是不是用户的cs
if ((0xffff & eip[1]) != 0x000f)
panic("execve called from supervisor mode");
for (i=0 ; i<MAX_ARG_PAGES ; i++) /* clear page-table */
page[i]=0;
// 通过文件名找到可执行文件
if (!(inode=namei(filename))) /* get executables inode */
return -ENOENT;
// 计算环境变量和参数个数
argc = count(argv);
envc = count(envp);
restart_interp:
if (!S_ISREG(inode->i_mode)) { /* must be regular file */
retval = -EACCES;
goto exec_error2;
}
i = inode->i_mode;
// 设置了uid则执行的时候uid是设置的uid，否则是用户的有效id
e_uid = (i & S_ISUID) ? inode->i_uid : current->euid;
e_gid = (i & S_ISGID) ? inode->i_gid : current->egid;
// 相等说明该文件是该用户创建的，则判断user位的权限
if (current->euid == inode->i_uid)
i >>= 6;
// 同上，判断组权限
else if (current->egid == inode->i_gid)
i >>= 3;
/*
else 判断 other的权限
*/
if (!(i & 1) &&
!((inode->i_mode & 0111) && suser())) {
retval = -ENOEXEC;
goto exec_error2;
}
// 读第一块数据进来
if (!(bh = bread(inode->i_dev,inode->i_zone[0]))) {
retval = -EACCES;
goto exec_error2;
}
// 前面是执行文件的头，包括一些元数据
ex = *((struct exec *) bh->b_data); /* read exec-header */
// 是脚脚本文件，不是编译后的文件,sh_bang控制只会进入一次
if ((bh->b_data[0] == '#') && (bh->b_data[1] == '!') && (!sh_bang)) {
/*
* This section does the #! interpretation.
* Sorta complicated, but hopefully it will work. -TYT
*/
char buf[1023], *cp, *interp, *i_name, *i_arg;
unsigned long old_fs;
// 把#!之外的字符复制到buf
strncpy(buf, bh->b_data+2, 1022);
brelse(bh);
iput(inode);
buf[1022] = '\0';
// 找出buf里第一次出现换行字符的地址，没有则返回NULL
if (cp = strchr(buf, '\n')) {
// 更新换行字符为\0，表示字符串结束
*cp = '\0';
// cp指向文件的第一个字符
for (cp = buf; (*cp == ' ') || (*cp == '\t'); cp++);
}
if (!cp || *cp == '\0') {
retval = -ENOEXEC; /* No interpreter name found */
goto exec_error1;
}
// 开始找出解释器名字
interp = i_name = cp;
i_arg = 0;
// interp指向解释器路径的第一个字符，iname指向解释器名称
for ( ; *cp && (*cp != ' ') && (*cp != '\t'); cp++) {
if (*cp == '/')
i_name = cp+1;
}
// 遇到空格或制表符结束的，则修改他的值为\0
if (*cp) {
*cp++ = '\0';
// i_arg指向解释器名称的字符，即参数列表
i_arg = cp;
}
/*
* OK, we've parsed out the interpreter name and
* (optional) argument.
*/
// sh_bang初始值是0，加一，用作下面代码判断的标记，见下一个sh_bang变量
if (sh_bang++ == 0) {
p = copy_strings(envc, envp, page, p, 0);
p = copy_strings(--argc, argv+1, page, p, 0);
}
/*
* Splice in (1) the interpreter's name for argv[0]
* (2) (optional) argument to interpreter
* (3) filename of shell script
*
* This is done in reverse order, because of how the
* user environment and arguments are stored.
*/
// 脚本的名字
p = copy_strings(1, &filename, page, p, 1);
argc++;
// 解释器的参数列表
if (i_arg) {
p = copy_strings(1, &i_arg, page, p, 2);
argc++;
}
// 解释器名字
p = copy_strings(1, &i_name, page, p, 2);
argc++;
if (!p) {
retval = -ENOMEM;
goto exec_error1;
}
/*
* OK, now restart the process with the interpreter's inode.
*/
old_fs = get_fs();
set_fs(get_ds());
if (!(inode=namei(interp))) { /* get executables inode */
set_fs(old_fs);
retval = -ENOENT;
goto exec_error1;
}
set_fs(old_fs);
// 复制完，加载解释器的可执行文件
goto restart_interp;
}
brelse(bh);
if (N_MAGIC(ex) != ZMAGIC || ex.a_trsize || ex.a_drsize ||
ex.a_text+ex.a_data+ex.a_bss>0x3000000 ||
inode->i_size < ex.a_text+ex.a_data+ex.a_syms+N_TXTOFF(ex)) {
retval = -ENOEXEC;
goto exec_error2;
}
if (N_TXTOFF(ex) != BLOCK_SIZE) {
printk("%s: N_TXTOFF != BLOCK_SIZE. See a.out.h.", filename);
retval = -ENOEXEC;
goto exec_error2;
}
// 不是脚本文件
if (!sh_bang) {
p = copy_strings(envc,envp,page,p,0);
p = copy_strings(argc,argv,page,p,0);
// 数据太多，超过限制
if (!p) {
retval = -ENOMEM;
goto exec_error2;
}
}
/* OK, This is the point of no return */
// 替换该字段的值
if (current->executable)
iput(current->executable);
current->executable = inode;
// 清除信号处理函数
for (i=0 ; i<32 ; i++)
current->sigaction[i].sa_handler = NULL;
// 设置了close_on_exec的则关闭对应的文件
for (i=0 ; i<NR_OPEN ; i++)
if ((current->close_on_exec>>i)&1)
sys_close(i);
// 清0
current->close_on_exec = 0;
// 释放代码段和数据段的页表以及物理页
free_page_tables(get_base(current->ldt[1]),get_limit(0x0f));
free_page_tables(get_base(current->ldt[2]),get_limit(0x17));
if (last_task_used_math == current)
last_task_used_math = NULL;
current->used_math = 0;
// change_ldt返回数据段的最大长度，减去MAX_ARG_PAGES*PAGE_SIZE，得到page的线性地址，加p得到p的线性地址，p是page里的偏移
p += change_ldt(ex.a_text,page)-MAX_ARG_PAGES*PAGE_SIZE;
// 复制参数和环境变量到新的地址，栈往大地址增长，p的值变大
p = (unsigned long) create_tables((char *)p,argc,envc);
// 代码、数据、bss段上面是堆指针
current->brk = ex.a_bss +
(current->end_data = ex.a_data +
(current->end_code = ex.a_text));
// p按4kb对齐成为栈指针，栈里面现在是环境变量列表和参数列表
current->start_stack = p & 0xfffff000;
// 进程的权限，setuid的时候，权限等于可执行文件拥有者的
current->euid = e_uid;
current->egid = e_gid;
i = ex.a_text+ex.a_data;
// 如果代码段和数据段的长度不是4kb的倍数（即长度的低12位有值），则把没值的部分填充0
while (i&0xfff)
put_fs_byte(0,(char *) (i++));
// 设置eip的值，返回后从这开始执行
eip[0] = ex.a_entry; /* eip, magic happens :-) */
// p成为栈指针即esp
eip[3] = p; /* stack pointer */
return 0;
exec_error2:
iput(inode);
exec_error1:
for (i=0 ; i<MAX_ARG_PAGES ; i++)
free_page(page[i]);
return(retval);
}
加载可执行文件的时候，分为两种，第一个是编译好的二进制文件，第二种是脚本文件。脚本文件的话，会加载对应的解释器。这里只解释编译好的二进制文件。跟着上面的代码。我们按照分步解析重点的地方。 1 判断文件是否可执行和当前进程是否有权限。通过的话，加载可执行文件的第一块数据进来，只需要加载头文件就行。不需要加载具体的代码。等真正执行的时候会发送缺页中断，那时候再加载就行。
2 申请物理内存，保存环境变量和参数。具体实现在copy_string函数。
/*
* 'copy_string()' copies argument/envelope strings from user
* memory to free pages in kernel mem. These are in a format ready
* to be put directly into the top of new user memory.
*
* Modified by TYT, 11/24/91 to add the from_kmem argument, which specifies
* whether the string and the string array are from user or kernel segments:
*
* from_kmem argv * argv **
* 0 user space user space
* 1 kernel space user space
* 2 kernel space kernel space
*
* We do this by playing games with the fs segment register. Since it
* it is expensive to load a segment register, we try to avoid calling
* set_fs() unless we absolutely have to.
*/
static unsigned long copy_strings(int argc,char ** argv,unsigned long *page,
unsigned long p, int from_kmem)
{
char *tmp, *pag;
int len, offset = 0;
unsigned long old_fs, new_fs;
if (!p)
return 0; /* bullet-proofing */
new_fs = get_ds();
old_fs = get_fs();
if (from_kmem==2)
set_fs(new_fs);
// 每个循环复制一个字符串
while (argc-- > 0) {
if (from_kmem == 1)
set_fs(new_fs);
// tmp指向最后一行的首地址，但是转成一级指针看起来似乎有问题
if (!(tmp = (char *)get_fs_long(((unsigned long *)argv)+argc)))
panic("argc is wrong");
if (from_kmem == 1)
set_fs(old_fs);
len=0; /* remember zero-padding */
// 先len++表示最后的\0，然后每次循环加一，遇到\0就退出循环，不需要加一了
do {
len++;
} while (get_fs_byte(tmp++));
// 没有空间了，p从最大空间开始减
if (p-len < 0) { /* this shouldn't happen - 128kB */
set_fs(old_fs);
return 0;
}
while (len) {
// 复制全部数据过程中，每复制一个字节p减一，tmp减一代表从字符串的后面往前面复制。
--p; --tmp; --len;
// offset是页内偏移，p是整个page数组内的偏移，p初始化的时候是4096-4，后面都是4095
if (--offset < 0) {
offset = p % PAGE_SIZE;
if (from_kmem==2)
set_fs(old_fs);
/*
从后往前复制，page的当前最后一个元素是否分配了对应的内存，
没有分配的话，给分配一页，如果数据少，可能只需要分配一页就够了
*/
if (!(pag = (char *) page[p/PAGE_SIZE]) &&
!(pag = (char *) page[p/PAGE_SIZE] =
(unsigned long *) get_free_page()))
return 0;
if (from_kmem==2)
set_fs(new_fs);
}
// 从后往前复制
*(pag + offset) = get_fs_byte(tmp);
}
}
if (from_kmem==2)
set_fs(old_fs);
return p;
}
该函数执行后的结构如下：
在这里插入图片描述 3 执行下面代码释放原来进程的页目录和页表项信息，解除到物理地址的映射。这些信息是通过fork继承下来的。
// 释放代码段和数据段的页表以及物理页
free_page_tables(get_base(current->ldt[1]),get_limit(0x0f));
free_page_tables(get_base(current->ldt[2]),get_limit(0x17));
4 调用change_ldt函数设置代码段、数据段的基地址和限长。数据段限长是64MB，代码段限长是根据执行文件头信息得到的。然后把page数组保存的物理地址信息映射到数据段的线性地址。
static unsigned long change_ldt(unsigned long text_size,unsigned long * page)
{
unsigned long code_limit,data_limit,code_base,data_base;
int i;
// 不够一页则占一页
code_limit = text_size+PAGE_SIZE -1;
// 4kb对齐
code_limit &= 0xFFFFF000;
// 64MB
data_limit = 0x4000000;
// 代码段和数据段的基地址是一样的，见fork.c的copy_mem
code_base = get_base(current->ldt[1]);
data_base = code_base;
// 基地址和fork的时候是一样的，limit变了
set_base(current->ldt[1],code_base);
// 代码段的长度就是limit
set_limit(current->ldt[1],code_limit);
set_base(current->ldt[2],data_base);
set_limit(current->ldt[2],data_limit);
/* make sure fs points to the NEW data segment */
// 17是选择子，即0x10001,ldt的第三项
__asm__("pushl $0x17\n\tpop %%fs"::);
// 指向数据段最后一页的末尾
data_base += data_limit;
for (i=MAX_ARG_PAGES-1 ; i>=0 ; i--) {
// 减去一页，指向数据段最后一页的首地址
data_base -= PAGE_SIZE;
/*
如果page[i]已经指向了物理地址，则建立线性地址和物理地址的映射，比如环境变量和参数
把page的最后一个元素映射到数据段的最后一页，倒数第二个元素映射到数据段倒数第二页，以此类推
*/
if (page[i])
put_page(page[i],data_base);
}
return data_limit;
}
执行完该函数后的内存布局如下。
在这里插入图片描述 5 调用create_tables函数。分配执行环境变量和参数的数组，copy_string只是保存了环境和参数的内容。
static unsigned long * create_tables(char * p,int argc,int envc)
{
unsigned long *argv,*envp;
unsigned long * sp;
// 四个字节对齐
sp = (unsigned long *) (0xfffffffc & (unsigned long) p);
sp -= envc+1;
envp = sp;
sp -= argc+1;
argv = sp;
put_fs_long((unsigned long)envp,--sp);
put_fs_long((unsigned long)argv,--sp);
put_fs_long((unsigned long)argc,--sp);
// 复制参数到新的地址中
while (argc-->0) {
// p指向参数列表的第一个元素的地址，把这个地址存到新地址argv中
put_fs_long((unsigned long) p,argv++);
// 非空说明是参数的内容，为空，说明p++是下一个元素的地址
while (get_fs_byte(p++)) /* nothing */ ;
}
// 复制NULL给最后一个元素
put_fs_long(0,argv);
// 同上
while (envc-->0) {
put_fs_long((unsigned long) p,envp++);
while (get_fs_byte(p++)) /* nothing */ ;
}
put_fs_long(0,envp);
return sp;
}
执行完的内存布局：
在这里插入图片描述 6 设置栈、堆的位置。堆位置在代码段、数据段、bss段上面。栈在p的位置（4kb对齐）。最后设置eip为执行文件头里指定的值。esp为当前的栈位置。
// 代码、数据、bss段上面是堆指针
current->brk = ex.a_bss +
(current->end_data = ex.a_data +
(current->end_code = ex.a_text));
// p按4kb对齐成为栈指针，栈里面现在是环境变量列表和参数列表
current->start_stack = p & 0xfffff000;
// 进程的权限，setuid的时候，权限等于可执行文件拥有者的
current->euid = e_uid;
current->egid = e_gid;
i = ex.a_text+ex.a_data;
// 如果代码段和数据段的长度不是4kb的倍数（即长度的低12位有值），则把没值的部分填充0
while (i&0xfff)
put_fs_byte(0,(char *) (i++));
// 设置eip的值，返回后从这开始执行
eip[0] = ex.a_entry; /* eip, magic happens :-) */
// p成为栈指针即esp
eip[3] = p; /* stack pointer */
至此加载可执行文件的分析就完毕了。下篇分析执行第一条指令后会发生什么。
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原始发表：2019-09-14，如有侵权请联系 cloudcommunity@tencent.com 删除
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