一文看懂 | GDB底層實(shí)現(xiàn)原理
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在程序出現(xiàn)bug的時(shí)候，最好的解決辦法就是通過GDB調(diào)試程序，然后找到程序出現(xiàn)問題的地方。比如程序出現(xiàn)段錯(cuò)誤（內(nèi)存地址不合法）時(shí)，就可以通過GDB找到程序哪里訪問了不合法的內(nèi)存地址而導(dǎo)致的。
本文不是介紹 GDB 的使用方式，而是大概介紹 GDB 的實(shí)現(xiàn)原理，當(dāng)然 GDB 是一個(gè)龐大而復(fù)雜的項(xiàng)目，不可能只通過一篇文章就能解釋清楚，所以本文主要是介紹 GDB 使用的核心的技術(shù) -ptrace。
ptrace系統(tǒng)調(diào)用
ptrace()系統(tǒng)調(diào)用是 Linux 提供的一個(gè)調(diào)試進(jìn)程的工具，ptrace()系統(tǒng)調(diào)用非常強(qiáng)大，它提供非常多的調(diào)試方式讓我們?nèi)フ{(diào)試某一個(gè)進(jìn)程，下面是ptrace()系統(tǒng)調(diào)用的定義：
long ptrace(enum __ptrace_request request, pid_t pid, void *addr, void *data);
下面解釋一下ptrace()各個(gè)參數(shù)的作用：
- request：指定調(diào)試的指令，指令的類型很多，如：PTRACE_TRACEME、PTRACE_PEEKUSER、PTRACE_CONT、PTRACE_GETREGS等等，下面會(huì)介紹不同指令的作用。
- pid：進(jìn)程的ID（這個(gè)不用解釋了）。
- addr：進(jìn)程的某個(gè)地址空間，可以通過這個(gè)參數(shù)對(duì)進(jìn)程的某個(gè)地址進(jìn)行讀或?qū)懖僮鳌?
- data：根據(jù)不同的指令，有不同的用途，下面會(huì)介紹。
ptrace()系統(tǒng)調(diào)用詳細(xì)的介紹可以參考以下鏈接：https://man7.org/linux/man-pages/man2/ptrace.2.html
ptrace使用示例
下面通過一個(gè)簡單例子來說明ptrace()系統(tǒng)調(diào)用的使用，這個(gè)例子主要介紹怎么使用ptrace()系統(tǒng)調(diào)用獲取當(dāng)前被調(diào)試（追蹤）進(jìn)程的各個(gè)寄存器的值，代碼如下（ptrace.c）：
#include#include #include #include #include #include int main() { pid_t child; struct user_regs_struct regs; child = fork(); // 創(chuàng)建一個(gè)子進(jìn)程 if(child == 0) { // 子進(jìn)程 ptrace(PTRACE_TRACEME, 0, NULL, NULL); // 表示當(dāng)前進(jìn)程進(jìn)入被追蹤狀態(tài) execl("/bin/ls", "ls", NULL); // 執(zhí)行 `/bin/ls` 程序 } else { // 父進(jìn)程 wait(NULL); // 等待子進(jìn)程發(fā)送一個(gè) SIGCHLD 信號(hào) ptrace(PTRACE_GETREGS, child, NULL, ®s); // 獲取子進(jìn)程的各個(gè)寄存器的值 printf("Register: rdi[%ld], rsi[%ld], rdx[%ld], rax[%ld], orig_rax[%ld]\n", regs.rdi, regs.rsi, regs.rdx,regs.rax, regs.orig_rax); // 打印寄存器的值 ptrace(PTRACE_CONT, child, NULL, NULL); // 繼續(xù)運(yùn)行子進(jìn)程 sleep(1); } return 0; }
通過命令gcc ptrace.c -o ptrace編譯并運(yùn)行上面的程序會(huì)輸出如下結(jié)果：
Register: rdi[0], rsi[0], rdx[0], rax[0], orig_rax[59] ptrace ptrace.c
上面結(jié)果的第一行是由父進(jìn)程輸出的，主要是打印了子進(jìn)程執(zhí)行/bin/ls程序后各個(gè)寄存器的值。而第二行是由子進(jìn)程輸出的，主要是打印了執(zhí)行/bin/ls程序后輸出的結(jié)果。
下面解釋一下上面程序的執(zhí)行流程：
- 主進(jìn)程調(diào)用fork()系統(tǒng)調(diào)用創(chuàng)建一個(gè)子進(jìn)程。
- 子進(jìn)程調(diào)用ptrace(PTRACE_TRACEME,...)把自己設(shè)置為被追蹤狀態(tài)，并且調(diào)用execl()執(zhí)行/bin/ls程序。
- 被設(shè)置為追蹤（TRACE）狀態(tài)的子進(jìn)程執(zhí)行execl()的程序后，會(huì)向父進(jìn)程發(fā)送SIGCHLD信號(hào)，并且暫停自身的執(zhí)行。
- 父進(jìn)程通過調(diào)用wait()接收子進(jìn)程發(fā)送過來的信號(hào)，并且開始追蹤子進(jìn)程。
- 父進(jìn)程通過調(diào)用ptrace(PTRACE_GETREGS, child, ...)來獲取到子進(jìn)程各個(gè)寄存器的值，并且打印寄存器的值。
- 父進(jìn)程通過調(diào)用ptrace(PTRACE_CONT, child, ...)讓子進(jìn)程繼續(xù)執(zhí)行下去。
從上面的例子可以知道，通過向ptrace()函數(shù)的request參數(shù)傳入不同的值時(shí)，就有不同的效果。比如傳入PTRACE_TRACEME就可以讓進(jìn)程進(jìn)入被追蹤狀態(tài)，而傳入PTRACE_GETREGS時(shí)，就可以獲取被追蹤的子進(jìn)程各個(gè)寄存器的值等。
本來我想使用ptrace實(shí)現(xiàn)一個(gè)簡單的調(diào)試工具，但在網(wǎng)上找到了一位 Google 的大神Eli Bendersky寫了類似的系列文章，所以我就不再重復(fù)工作了，在這里貼一下文章的鏈接：
- https://eli.thegreenplace.net/2011/01/23/how-debuggers-work-part-1/
- https://eli.thegreenplace.net/2011/01/27/how-debuggers-work-part-2-breakpoints
- https://eli.thegreenplace.net/2011/02/07/how-debuggers-work-part-3-debugging-information
但由于Eli Bendersky大神的文章只是介紹使用ptrace實(shí)現(xiàn)一個(gè)簡單的進(jìn)程調(diào)試工具，而沒有介紹ptrace的原理和實(shí)現(xiàn)，所以這里為了填補(bǔ)這個(gè)空缺，下面就詳細(xì)介紹一下ptrace的原理與實(shí)現(xiàn)。
ptrace實(shí)現(xiàn)原理
本文使用的 Linux 2.4.16 版本的內(nèi)核
看懂本文需要的基礎(chǔ)：進(jìn)程調(diào)度，內(nèi)存管理和信號(hào)處理相關(guān)知識(shí)。
調(diào)用ptrace()系統(tǒng)函數(shù)時(shí)會(huì)觸發(fā)調(diào)用內(nèi)核的sys_ptrace()函數(shù)，由于不同的 CPU 架構(gòu)有著不同的調(diào)試方式，所以 Linux 為每種不同的 CPU 架構(gòu)實(shí)現(xiàn)了不同的sys_ptrace()函數(shù)，而本文主要介紹的是X86 CPU的調(diào)試方式，所以sys_ptrace()函數(shù)所在文件是linux-2.4.16/arch/i386/kernel/ptrace.c。
sys_ptrace()函數(shù)的主體是一個(gè)switch語句，會(huì)傳入的request參數(shù)不同進(jìn)行不同的操作，如下：
asmlinkage int sys_ptrace(long request, long pid, long addr, long data) { struct task_struct *child; struct user *dummy = NULL; int i, ret; ... read_lock(&tasklist_lock); child = find_task_by_pid(pid); // 獲取 pid 對(duì)應(yīng)的進(jìn)程 task_struct 對(duì)象 if (child) get_task_struct(child); read_unlock(&tasklist_lock); if (!child) goto out; if (request == PTRACE_ATTACH) { ret = ptrace_attach(child); goto out_tsk; } ... switch (request) { case PTRACE_PEEKTEXT: case PTRACE_PEEKDATA: ... case PTRACE_PEEKUSR: ... case PTRACE_POKETEXT: case PTRACE_POKEDATA: ... case PTRACE_POKEUSR: ... case PTRACE_SYSCALL: case PTRACE_CONT: ... case PTRACE_KILL: ... case PTRACE_SINGLESTEP: ... case PTRACE_DETACH: ... } out_tsk: free_task_struct(child); out: unlock_kernel(); return ret; }
從上面的代碼可以看出，sys_ptrace()函數(shù)首先根據(jù)進(jìn)程的pid獲取到進(jìn)程的task_struct對(duì)象。然后根據(jù)傳入不同的request參數(shù)在switch語句中進(jìn)行不同的操作。
ptrace()支持的所有request操作定義在linux-2.4.16/include/linux/ptrace.h文件中，如下：
#define PTRACE_TRACEME 0 #define PTRACE_PEEKTEXT 1 #define PTRACE_PEEKDATA 2 #define PTRACE_PEEKUSR 3 #define PTRACE_POKETEXT 4 #define PTRACE_POKEDATA 5 #define PTRACE_POKEUSR 6 #define PTRACE_CONT 7 #define PTRACE_KILL 8 #define PTRACE_SINGLESTEP 9 #define PTRACE_ATTACH 0x10 #define PTRACE_DETACH 0x11 #define PTRACE_SYSCALL 24 #define PTRACE_GETREGS 12 #define PTRACE_SETREGS 13 #define PTRACE_GETFPREGS 14 #define PTRACE_SETFPREGS 15 #define PTRACE_GETFPXREGS 18 #define PTRACE_SETFPXREGS 19 #define PTRACE_SETOPTIONS 21
由于ptrace()提供的操作比較多，所以本文只會(huì)挑選一些比較有代表性的操作進(jìn)行解說，比如PTRACE_TRACEME、PTRACE_SINGLESTEP、PTRACE_PEEKTEXT、PTRACE_PEEKDATA和PTRACE_CONT等，而其他的操作，有興趣的朋友可以自己去分析其實(shí)現(xiàn)原理。
進(jìn)入被追蹤模式（PTRACE_TRACEME操作）
當(dāng)要調(diào)試一個(gè)進(jìn)程時(shí)，需要使進(jìn)程進(jìn)入被追蹤模式，怎么使進(jìn)程進(jìn)入被追蹤模式呢？有兩個(gè)方法：
- 被調(diào)試的進(jìn)程調(diào)用ptrace(PTRACE_TRACEME, ...)來使自己進(jìn)入被追蹤模式。
- 調(diào)試進(jìn)程（如GDB）調(diào)用ptrace(PTRACE_ATTACH, pid, ...)來使指定的進(jìn)程進(jìn)入被追蹤模式。
第一種方式是進(jìn)程自己主動(dòng)進(jìn)入被追蹤模式，而第二種是進(jìn)程被動(dòng)進(jìn)入被追蹤模式。
被調(diào)試的進(jìn)程必須進(jìn)入被追蹤模式才能進(jìn)行調(diào)試，因?yàn)?Linux 會(huì)對(duì)被追蹤的進(jìn)程進(jìn)行一些特殊的處理。下面我們主要介紹第一種進(jìn)入被追蹤模式的實(shí)現(xiàn)，就是PTRACE_TRACEME的操作過程，代碼如下：
asmlinkage int sys_ptrace(long request, long pid, long addr, long data) { ... if (request == PTRACE_TRACEME) { if (current->ptrace & PT_PTRACED) goto out; current->ptrace |= PT_PTRACED; // 標(biāo)志 PTRACE 狀態(tài) ret = 0; goto out; } ... }
從上面的代碼可以發(fā)現(xiàn)，ptrace()對(duì)PTRACE_TRACEME的處理就是把當(dāng)前進(jìn)程標(biāo)志為PTRACE狀態(tài)。
當(dāng)然事情不會(huì)這么簡單，因?yàn)楫?dāng)一個(gè)進(jìn)程被標(biāo)記為PTRACE狀態(tài)后，當(dāng)調(diào)用exec()函數(shù)去執(zhí)行一個(gè)外部程序時(shí)，將會(huì)暫停當(dāng)前進(jìn)程的運(yùn)行，并且發(fā)送一個(gè)SIGCHLD給父進(jìn)程。父進(jìn)程接收到SIGCHLD信號(hào)后就可以對(duì)被調(diào)試的進(jìn)程進(jìn)行調(diào)試。
我們來看看exec()函數(shù)是怎樣實(shí)現(xiàn)上述功能的，exec()函數(shù)的執(zhí)行過程為sys_execve() -> do_execve() -> load_elf_binary()：
static int load_elf_binary(struct linux_binprm * bprm, struct pt_regs * regs) { ... if (current->ptrace & PT_PTRACED) send_sig(SIGTRAP, current, 0); ... }
從上面代碼可以看出，當(dāng)進(jìn)程被標(biāo)記為PTRACE狀態(tài)時(shí)，執(zhí)行exec()函數(shù)后便會(huì)發(fā)送一個(gè)SIGTRAP的信號(hào)給當(dāng)前進(jìn)程。
我們再來看看，進(jìn)程是怎么處理SIGTRAP信號(hào)的。信號(hào)是通過do_signal()函數(shù)進(jìn)行處理的，而對(duì)SIGTRAP信號(hào)的處理邏輯如下：
int do_signal(struct pt_regs *regs, sigset_t *oldset) { for (;;) { unsigned long signr; spin_lock_irq(¤t->sigmask_lock); signr = dequeue_signal(¤t->blocked, &info); spin_unlock_irq(¤t->sigmask_lock); // 如果進(jìn)程被標(biāo)記為 PTRACE 狀態(tài) if ((current->ptrace & PT_PTRACED) && signr != SIGKILL) { /* 讓調(diào)試器運(yùn)行 */ current->exit_code = signr; current->state = TASK_STOPPED; // 讓自己進(jìn)入停止運(yùn)行狀態(tài) notify_parent(current, SIGCHLD); // 發(fā)送 SIGCHLD 信號(hào)給父進(jìn)程 schedule(); // 讓出CPU的執(zhí)行權(quán)限 ... } } }
上面的代碼主要做了3件事：
- 如果當(dāng)前進(jìn)程被標(biāo)記為 PTRACE 狀態(tài)，那么就使自己進(jìn)入停止運(yùn)行狀態(tài)。
- 發(fā)送 SIGCHLD 信號(hào)給父進(jìn)程。
- 讓出 CPU 的執(zhí)行權(quán)限，使 CPU 執(zhí)行其他進(jìn)程。
執(zhí)行以上過程后，被追蹤進(jìn)程便進(jìn)入了調(diào)試模式，過程如下圖：
traceme
當(dāng)父進(jìn)程（調(diào)試進(jìn)程）接收到SIGCHLD信號(hào)后，表示被調(diào)試進(jìn)程已經(jīng)標(biāo)記為被追蹤狀態(tài)并且停止運(yùn)行，那么調(diào)試進(jìn)程就可以開始進(jìn)行調(diào)試了。
獲取被調(diào)試進(jìn)程的內(nèi)存數(shù)據(jù)（PTRACE_PEEKTEXT / PTRACE_PEEKDATA）
調(diào)試進(jìn)程（如GDB）可以通過調(diào)用ptrace(PTRACE_PEEKDATA, pid, addr, data)來獲取被調(diào)試進(jìn)程addr處虛擬內(nèi)存地址的數(shù)據(jù)，但每次只能讀取一個(gè)大小為 4字節(jié)的數(shù)據(jù)。
我們來看看ptrace()對(duì)PTRACE_PEEKDATA操作的處理過程，代碼如下：
asmlinkage int sys_ptrace(long request, long pid, long addr, long data) { ... switch (request) { case PTRACE_PEEKTEXT: case PTRACE_PEEKDATA: { unsigned long tmp; int copied; copied = access_process_vm(child, addr, &tmp, sizeof(tmp), 0); ret = -EIO; if (copied != sizeof(tmp)) break; ret = put_user(tmp, (unsigned long *)data); break; } ... }
從上面代碼可以看出，對(duì)PTRACE_PEEKTEXT和PTRACE_PEEKDATA的處理是相同的，主要是通過調(diào)用access_process_vm()函數(shù)來讀取被調(diào)試進(jìn)程addr處的虛擬內(nèi)存地址的數(shù)據(jù)。
access_process_vm()函數(shù)的實(shí)現(xiàn)主要涉及到內(nèi)存管理相關(guān)的知識(shí)，可以參考我以前對(duì)內(nèi)存管理分析的文章，這里主要大概說明一下access_process_vm()的原理。
我們知道每個(gè)進(jìn)程都有個(gè)mm_struct的內(nèi)存管理對(duì)象，而mm_struct對(duì)象有個(gè)表示虛擬內(nèi)存與物理內(nèi)存映射關(guān)系的頁目錄的指針pgd。如下：
struct mm_struct { ... pgd_t *pgd; /* 頁目錄指針 */ ... }
而access_process_vm()函數(shù)就是通過進(jìn)程的頁目錄來找到addr虛擬內(nèi)存地址映射的物理內(nèi)存地址，然后把此物理內(nèi)存地址處的數(shù)據(jù)復(fù)制到data變量中。如下圖所示：
memory_map
access_process_vm()函數(shù)的實(shí)現(xiàn)這里就不分析了，有興趣的讀者可以參考我之前對(duì)內(nèi)存管理分析的文章自行進(jìn)行分析。
單步調(diào)試模式（PTRACE_SINGLESTEP）
單步調(diào)試是一個(gè)比較有趣的功能，當(dāng)把被調(diào)試進(jìn)程設(shè)置為單步調(diào)試模式后，被調(diào)試進(jìn)程沒執(zhí)行一條CPU指令都會(huì)停止執(zhí)行，并且向父進(jìn)程（調(diào)試進(jìn)程）發(fā)送一個(gè) SIGCHLD 信號(hào)。
我們來看看ptrace()函數(shù)對(duì)PTRACE_SINGLESTEP操作的處理過程，代碼如下：
asmlinkage int sys_ptrace(long request, long pid, long addr, long data) { ... switch (request) { case PTRACE_SINGLESTEP: { /* set the trap flag. */ long tmp; ... tmp = get_stack_long(child, EFL_OFFSET) | TRAP_FLAG; put_stack_long(child, EFL_OFFSET, tmp); child->exit_code = data; /* give it a chance to run. */ wake_up_process(child); ret = 0; break; } ... }
要把被調(diào)試的進(jìn)程設(shè)置為單步調(diào)試模式，英特爾的 X86 CPU 提供了一個(gè)硬件的機(jī)制，就是通過把eflags寄存器的Trap Flag設(shè)置為1即可。
當(dāng)把eflags寄存器的Trap Flag設(shè)置為1后，CPU 每執(zhí)行一條指令便會(huì)產(chǎn)生一個(gè)異常，然后會(huì)觸發(fā) Linux 的異常處理，Linux 便會(huì)發(fā)送一個(gè)SIGTRAP信號(hào)給被調(diào)試的進(jìn)程。eflags寄存器的各個(gè)標(biāo)志如下圖：
eflags-register
從上圖可知，eflags寄存器的第8位就是單步調(diào)試模式的標(biāo)志。
所以ptrace()函數(shù)的以下2行代碼就是設(shè)置eflags進(jìn)程的單步調(diào)試標(biāo)志：
tmp = get_stack_long(child, EFL_OFFSET) | TRAP_FLAG; put_stack_long(child, EFL_OFFSET, tmp);
而get_stack_long(proccess, offset)函數(shù)用于獲取進(jìn)程棧offset處的值，而EFL_OFFSET偏移量就是eflags寄存器的值。所以上面兩行代碼的意思就是：
- 獲取進(jìn)程的eflags寄存器的值，并且設(shè)置Trap Flag標(biāo)志。
- 把新的值設(shè)置到進(jìn)程的eflags寄存器中。
設(shè)置完eflags寄存器的值后，就調(diào)用wake_up_process()函數(shù)把被調(diào)試的進(jìn)程喚醒，讓其進(jìn)入運(yùn)行狀態(tài)。單步調(diào)試過程如下圖：
single-trace
處于單步調(diào)試模式時(shí)，被調(diào)試進(jìn)程每執(zhí)行一條指令都會(huì)觸發(fā)一次SIGTRAP信號(hào)，而被調(diào)試進(jìn)程處理SIGTRAP信號(hào)時(shí)會(huì)發(fā)送一個(gè)SIGCHLD信號(hào)給父進(jìn)程（調(diào)試進(jìn)程），并且讓自己停止執(zhí)行。
而父進(jìn)程（調(diào)試進(jìn)程）接收到SIGCHLD后，就可以對(duì)被調(diào)試的進(jìn)程進(jìn)行各種操作，比如讀取被調(diào)試進(jìn)程內(nèi)存的數(shù)據(jù)和寄存器的數(shù)據(jù)，或者通過調(diào)用ptrace(PTRACE_CONT, child,...)來讓被調(diào)試進(jìn)程進(jìn)行運(yùn)行等。
小結(jié)
由于ptrace()的功能十分強(qiáng)大，所以本文只能拋磚引玉，沒能對(duì)其所有功能進(jìn)行分析。另外斷點(diǎn)功能并不是通過ptrace()函數(shù)實(shí)現(xiàn)的，而是通過int3指令來實(shí)現(xiàn)的，在Eli Bendersky大神的文章有介紹。而對(duì)于ptrace()的所有功能，只能讀者自己慢慢看代碼來體會(huì)了。
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