Linux及安全期中总结

黄晓妍 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

第一周 计算机是如何工作的

• 冯诺依曼结构
  将程序指令存储器和数据存储器合并在一起的存储器结构。
• 计算机是怎么工作的？存储器负责存储指令，cpu负责解释指令。它们通过总线连接。
  Cpu是如何解释指令：ABI：程序和 cpu接口界面，接下来主要学习汇编语言。
• 汇编语言基础
  为什么学习：汇编语言是最接近机器语言的编程语言，能帮助我理解cpu是如何解释指令的。
  • 寄存器：通用寄存器(编程中可以直接使用的寄存器)。段寄存器
  • 常见指令：
    movl七种寻址方式
    pop,push,ret,call
  • 堆栈

• 堆栈详细变化过程举例。

  具体见博客

  第二周 操作系统是如何工作的

• 重点理解myinterruput.c里进程切换的代码。（切换进程指的是下一个切换上执行的进程）

  分成两种情况，第一种是切换到的进程是执行过的进程，第二种是切换到的进程是新进程。首先第一种，先将当前进程的ebp压栈，然后将当前进程的栈顶指针esp保存到链表结构当前进程prev->thread.sp中，再将链表中切换的进程的next->thread.sp 复制给栈顶指针esp.将链表中当前进程prev->thread.ip存入函数的入口的值，再将切换进程的next->thread.ip压栈。然后第二种，先建好链表，再执行上述过程。

  第三周 构造一个简单的Linux系统MenuOS

• Linux启动的理解：

  在内核引导结束并启动init之后，系统就转入用户态的运行，在这之后创建的一切进程，都是在用户态进行。
  　　就是init进程虽然是从内核开始的，即在前面所讲的init/main.c中的init()函数在启动后就已经是一个核心线程，但在转到执行init程序（如 /sbin/init）之后，内核中的init()就变成了/sbin/init程序，状态也转变成了用户态，也就是说核心线程变成了一个普通的进程。

第四周 扒开系统调用的三层皮

• 系统调用“三层皮”

  API
  中断向量
  中断服务程序
  当用户态进程调用一个系统调用时，CPU切换到内核态并开始执行一个内核函数。
  Linux中是通过执行int $0x80来执行系统调用，这条汇编指令产生向量为128的编程异常；即中断向量0x80与System_call绑定起来。
  系统调用号将函数xyz()和中断服务程序sys_xyz关联起来。

• 系统调用的过程：先将系统调用号放在%eax里，相当于API和中断服务程序连接的桥梁，然后执行中断指令int$0x80，在堆栈上保存用户态栈顶地址，当时的状态字，当时的cs:eip值；内核态栈顶地址，当时的状态字，中断处理程序入口。然后系统调用的函数开始在内核执行，执行的结果（返回值）保存在%eax里，再由%eax传入gid，然后弹栈恢复现场。

  第五周 扒开系统调用的三层皮 下

• system_call对应的汇编代码的工作过程

  sys_call只是汇编代码的声明，不是函数，所以gdb无法跟踪sys_call的位置，但是sys_call里包含的系统调用的时机非常重要：

• 中断向量int0x80如何与sys_call绑定的呢？

  \init\main.c里的start_kernel里有trap_init()函数

\arch\x86\kernel\traps.c中有一个函数，将SYSCALL_WECTOR（系统调用中断向量）和system_call汇编代码的入口绑定。完成初始化。

• 系统调用处理过程

  用户态的函数根据API接口，申请一个系统调用，触发int0x80中断向量指令，中断int指令（保护现场）保存用户态的栈顶地址，当时的状态字，当时的cs:eip值和内核态的栈顶指针，当时的状态字，和中断处理程序的入口（sys_call），sys_call_table根据系统调用号查找对应的函数，如果当前进程需要调度或者有其他的信号需要处理，则分别调度和处理，如果不需要，运行函数，恢复现场（restore_all）， 最后iret结束。

  第六周 进程的描述和进程创建

• Cpu_idle启动两个线程：（0号进程是所有线程的祖先）

　　　- Kernel_init用户态的进程启动，所有用户态进程的祖先（1号进程是所有进程的祖先）

　　　- Kthreadd所有线程的祖先

在shell命令行创建进程的本质一样：先复制一份进程描述符，0号进程是手工写进代码的，1号进程复制0号的pcb,然后根据1号进程的需要把它的pid等等信息修改掉，再加载一个init可执行程序。

• 理解创建一个新进程如何创建和修改task_struct数据结构

　　　　一般通过系统调用来创建新的进程。fork（），vfork（），clone()都是通过调用do_fork来创建新进程的。要通过复制父进程的信息pcb(task_struct),然后给新　　　　的子进程分配内核堆栈，再通过copy_process来修改子进程的task_struct.

• 特别关注新进程是从哪里开始执行的？为什么从哪里能顺利执行下去？即执行起点与内核堆栈如何保证一致。

  从ret_from_thread开始执行。子进程被创建以后是在内核运行的，因为从这里开始复制父进程的task_struct,分配内核堆栈，创建进程也是一种系统调用，在内核堆栈中，执行int0x80，保存现场，来保证执行起点和内核堆栈的一致性。

  第七周 可执行程序的装载

• 新的可执行程序是从哪里开始执行的？对于静态链接的可执行程序和动态链接的可执行程序execve系统调用返回时会有什么不同？

新的可执行程序是从程序的头部，也就是main函数开始执行的，被装载到内核的地址空间是0x8048x00（x是整数）。

• 为什么execve系统调用返回后新的可执行程序能顺利执行？

  要得到返回之后能顺利执行的原因，让我们来先简单地分析一下整个过程。父进程在用户态中创建一个新的子进程，在内核中给子进程分配空间，子进程从ret_from_fork开始，先修改eax=0，再将五个值压栈，在执行execve时，需要将内核堆栈中以前压栈的五个之中的两个sp,ip做修改，修改的地址映射新可执行程序的入口，这样一来，新的可执行程序就可以顺利执行了。

• 对于静态链接的可执行程序和动态链接的可执行程序execve系统调用返回时会有什么不同？

  对于静态链接和动态链接在execve系统调用返回时有很大的不同，静态链接相对于动态链接来说要简单许多，它们的不同之处主要在修改的sp,ip的值上。静态链接直接修改为新的可执行程序的入口即可（即0x8048x000,也就是main函数处）；对于动态链接，让我们先来分析一下动态链接的过程。动态链接需要先加载动态链接器ld,然后由动态连接器加载程序中需要加载的动态库，以及其他的一些资源（这是一个遍历动态库依赖关系图的过程），然后才能开始执行新的可执行程序。所以对于动态链接，execve系统调用返回到动态链接加载器ld.

  第八周 进程的切换和系统的一般执行过程

• 从swtich_to理解进程上下文切换和中断上下文切换：

  中断上下文切换是从用户态陷入内核，保存的是用户态进程的堆栈和状态，以及内核的堆栈和状态，在内核执行完毕以后，弹栈用户态进程的eip,flag等等，返回到用户态进程，继续执行。
  进程上下文切换都发生在内核态，当一个进程时间片使用完，或者有优先级更高的（实时或者普通）进程进入进程就绪队列中，发生抢占时，先调用schedule，由pick_next_task选择下一个进程，swtich_to需要将当下的进程的堆栈和状态压栈保存，然后弹栈下一个进程的堆栈和状态，运行下一个进程。

  收获和遗憾

  　　　从还在寒假中到看第一个视频，那时候视频里还有年夜里的鞭炮声，一直到后来每周周一准时下载视频观看，linux内核分析到此算是一个小结。目前为止，学习Linux最困难的部分是还是入门的时候。当然因为以前的学习基础，这次学习孟宁老师的课不算太吃力。堆栈分析在学习汇编的时候吃得算透，所以学习起来还是比较轻松。收获最大的地方是老师为我揭开了linux内核的神秘面纱。在学习中，我看到了内核代码，分析里一些比较重要的内核中断，创建新进程，进程切换，加载进程的比较重要的关键代码。甚至还自己编写了系统调用函数，让我和内核有了初步的接触。学习真的是一个有趣的过程，学得越认真，基础越扎实，往后效率就越高。特别是遇到以前学得特别起劲的汇编时，想着，计算机的课程的门门相通，这里没有学懂，这笔账就会一直着，以后遇到这个部分又会吃力。所以学习还是要对得起自己。从来没想过要抄谁的作业，抄谁的考试，我很感谢一直抱着这样想法的自己。虽然现在还是有很多不足，很多不明白的地方，不欺骗自己地接着学下去。最大的遗憾是没有能和视频同步阅读完