Linux如何确定要通过syscall执行的另一个进程的地址？像这个例子一样？
mov rax, 59
mov rdi, progName
syscall
澄清一下，我的问题似乎有点混乱，我要问的是syscall如何工作，与传递的寄存器或参数无关。当调用另一个进程时，如何知道跳转，返回等。
答案 0 :(得分：2)
syscall指令实际上只是一个INTEL / AMD CPU指令。这是简介：
IF (CS.L ≠ 1 ) or (IA32_EFER.LMA ≠ 1) or (IA32_EFER.SCE ≠ 1)
THEN #UD;
FI;
RCX ← RIP;
RIP ← IA32_LSTAR;
R11 ← RFLAGS;
RFLAGS ← RFLAGS AND NOT(IA32_FMASK);
CS.Selector ← IA32_STAR[47:32] AND FFFCH
CS.Base ← 0;
CS.Limit ← FFFFFH;
CS.Type ← 11;
CS.S ← 1;
CS.DPL ← 0;
CS.P ← 1;
CS.L ← 1;
CS.D ← 0;
CS.G ← 1;
CPL ← 0;
SS.Selector ← IA32_STAR[47:32] + 8;
SS.Base ← 0;
SS.Limit ← FFFFFH;
SS.Type ← 3;
SS.S ← 1;
SS.DPL ← 0;
SS.P ← 1;
SS.B ← 1;
SS.G ← 1;
最重要的部分是保存和设置RIP寄存器的两条指令。
RCX ← RIP
RIP ← IA32_LSTAR
换句话说，IA32_LSTAR（寄存器）中保存的地址必须有代码，而RCX是返回地址。
还对CS和SS段进行了调整，因此您的内核代码将能够在CPU级别0（特权级别）上进一步运行。
如果您无权执行#UD或该指令不存在，则syscall可能会发生。
RAX的解释如何？这只是内核函数指针表的索引。首先，内核进行边界检查（如果RAX > __NR_syscall_max，则返回-ENOSYS），然后分派给（C语法）sys_call_table[rax](rdi, rsi, rdx, r10, r8, r9);
; Intel-syntax translation of Linux 4.12 syscall entry point
... ; save user-space registers etc.
call [sys_call_table + rax * 8] ; dispatch to sys_execve() or whatever kernel C function
;;; execve probably won't return via this path, but most other calls will
... ; restore registers except RAX return value, and return to user-space
现代Linux在实践中更加复杂，因为通过更改页表来解决诸如Meltdown和L1TF之类的x86漏洞，因此在运行用户空间时不会映射大多数内核内存。上面的代码是Linux 4.12 arch/x86/entry/entry_64.S中call *sys_call_table(, %rax, 8)的{{1}}的字面翻译（来自AT＆T语法）（在添加Spectre / Meltdown缓解措施之前）。也相关：What happens if you use the 32-bit int 0x80 Linux ABI in 64-bit code?提供了有关系统调用分派的内核方面的更多详细信息。
该指令被称为 fast 。这是因为在过去，人们将不得不使用诸如ENTRY(entry_SYSCALL_64)之类的指令。中断利用内核堆栈，它将堆栈中的许多寄存器压入堆栈，并使用速度较慢的INT3退出异常状态并在中断后立即返回地址。通常这要慢得多。
使用RTE，您可以避免大部分开销。但是，按照您的要求，这并没有帮助。
与syscall一起使用的另一条指令是syscall。这为内核提供了一种访问其自身数据和堆栈的方法。您应该查看有关这些说明的英特尔/ AMD文档，以了解更多详细信息。
Linux系统具有所谓的任务表。每个进程和一个进程中的每个线程实际上都称为任务。
在创建新进程时，Linux将创建一个任务。为此，它将运行执行以下操作的代码：
这当然是超级简化。
起始地址在您的ELF二进制文件中定义。实际上，只需要确定一个地址并将其保存在任务当前的swapgs指针中，然后“返回”用户空间即可。正常的需求分页机制将处理其余的工作：如果尚未加载代码，它将生成#PF页面错误异常，并且内核将在此时加载必要的代码。尽管在大多数情况下，加载程序已经将软件的某些部分作为优化程序进行加载，以避免出现初始页面错误。
（页面上未映射的#PF会导致内核向您的进程传递SIGSEGV segfault信号，但内核会静默处理“有效”页面错误。）
所有新进程通常都加载到相同的虚拟地址（忽略PIE + ASLR）。这是可能的，因为我们使用MMU（内存管理单元）。该协处理器在虚拟地址空间和物理地址空间之间转换内存地址。
（编者注：MMU并不是真正的协处理器；在现代CPU中，虚拟内存逻辑与L1指令/数据高速缓存紧密地集成在每个内核中。不过，某些古老的CPU确实使用了外部MMU芯片。 ）
因此，现在我们知道所有进程都具有相同的虚拟地址（在Linux下，RIP选择的默认地址为0x400000）。为了确定真实的物理地址，我们使用MMU。内核如何确定该物理地址？好吧，它具有内存分配功能。这么简单。
它调用“ malloc（）”类型的函数，该函数搜索当前不使用的内存块并在该位置创建（也称为加载）进程。如果当前没有可用的内存块，则内核会检查是否有某些内容从内存中交换出来。如果失败，则流程创建失败。
在创建进程的情况下，它将开始分配相当大的内存块。分配1Mb或2Mb缓冲区以启动新进程并不常见。这样可以使处理速度更快。
此外，如果该进程已经在运行并且您再次启动它，那么可以重新使用已经在运行的实例使用的大量内存。在那种情况下，内核不会分配/加载那些部分。它将使用MMU共享那些可以在流程的两个实例中通用的页面（即，在大多数情况下，由于它是只读的，因此可以共享流程的代码部分，可以在某些时候共享数据的某些部分）它也被标记为只读；如果未标记为只读，则即使尚未修改数据，仍可以共享数据-在这种情况下，它被标记为写入时复制。）< / p>