linux的64位操作系统对32位程序的兼容-全面分析

1.结构体ioctl_trans：
struct ioctl_trans {
    unsigned long cmd;
    ioctl_trans_handler_t handler;
    struct ioctl_trans *next;
};
该结构体提供了一个粘合层，用户可以动态注册一个ioctl_trans以便其提供64位和32位的粘合：
extern int register_ioctl32_conversion(unsigned int cmd,
                ioctl_trans_handler_t handler);
extern int unregister_ioctl32_conversion(unsigned int cmd);
整个系统的ioctl_trans连接成一个哈希表，放在ioctl32_hash_table变量中。每一个ioctl_trans的handler都是一个回调函数，在其中将64位的数据和32位的数据类型进行统一，统一成64位可以正确识别和处理的，以防在后续的64位代码中出错，比如一个32位的signed int为-1，需要将之转化成64个1而不是32个0加上32个1。
2.一套完整的系统调用：
如果不这样的话，32位程序的系统调用如何被路由到通过ioctl_trans们进行粘合的代码就成了问题，要知道x86-64已经不使用int 0x80作为触发系统调用的机制了，而使用syscall指令来触发。那么原来的32位程序都是用int 0x80来触发的，这下怎么办？办法就是仍然保留0x80号中断号，将其处理程序设置成ia32_syscall，它在ia32_sys_call_table中找具体的系统调用处理函数，具体在arch/x86_64/ia32/ia32entry.S中：
ENTRY(ia32_syscall)
        CFI_STARTPROC
        swapgs
        sti
        movl %eax,%eax
        pushq %rax
        cld
        SAVE_ARGS 0,0,1
        GET_THREAD_INFO(%r10)
        testl $(_TIF_SYSCALL_TRACE|_TIF_SYSCALL_AUDIT),threadinfo_flags(%r10)
        jnz ia32_tracesys
ia32_do_syscall:
        cmpl $(IA32_NR_syscalls),%eax
        jae  ia32_badsys
        IA32_ARG_FIXUP
        call *ia32_sys_call_table(,%rax,8) # xxx: rip relative
...
ia32_sys_call_table:
        .quad sys_restart_syscall
        .quad sys_exit
        .quad stub32_fork
        .quad sys_read
...
    .quad compat_sys_ioctl
...
在arch/x86_64/kernel/traps.c的trap_init函数中将ia32_syscall设置成0x80号中断的处理程序：
set_system_gate(IA32_SYSCALL_VECTOR, ia32_syscall);//#define IA32_SYSCALL_VECTOR 0x80
那么使用sysenter的怎么办呢？ 这是通过在exec的时候由内核检测到其是32位程序是动态将处理代码map到gate处的，要知道x86-64也不使用sysenter机制进行系统调用。那64位的x86-64怎么系统调用呢？在arch/x86-64/kernel/entry.S中有ENTRY(system_call)这个标志，在arch/x86_64/kernel/setup64.c中的syscall_init函数中有以下一行：
wrmsrl(MSR_LSTAR, system_call);
可见64位的x86-64是通过一个MSR寄存器来保存系统调用处理地址的，而不再是通过中断。至于说机器如何处理这个信息以及这个寄存器如何影响系统运行，这已经到x86-64体系的cpu实现硬件问题了，和本文的linux系统的要旨无关，此处简略(再说不简略也不行啊，我也不会啊)。
3.总结
由于硬件指令的兼容，32位的程序在用户态不受任何影响的运行，由于内核保留了0x80号中断作为32位程序的系统调用服务，因此32位程序可以安全触发0x80号中断使用系统调用，由于内核为0x80中断安排了另一套全新的系统调用表，因此可以安全地转换数据类型成一致的64位类型，再加上应用级别提供了两套c库，可以使64位和32位程序链接不同的库。因此linux的64-32兼容搞得非常好。
     为了看一下在x86-64上64位程序和32位程序是如何执行系统调用的，写一个最简单的测试程序：
#include
#include
int main()
{
        getpid();
}
之所以选择getpid是因为它没有参数，最简单，将之在Red Hat 32位机器上按照如下命令行编译：
gcc test.c -o test-32 -g
然后再将之在64位机器上同样方式编译，只是可执行文件名字变为test-64。接下来首先gdb test-32：
(gdb) b main
...
(gdb) r
...
(gdb) b getpid
Breakpoint 2 at 0xf7f3d430
(gdb) disassemble  0xf7f3d430 0xf7f3d43a
0xf7f3d430 :  mov    $0x14,%eax    #0x14是20，正是getpid的系统调用号
0xf7f3d435 :  int    $0x80         #32位程序以int 0x80触发系统调用
0xf7f3d437 :  ret   
0xf7f3d438 :  nop   
0xf7f3d439 :  nop   
End of assembler dump.
(gdb)  
结果全部在，可见即使在64位机器上，32位程序仍然使用int 0x80触发系统调用，在内核中已经注册了0x80的中断处理函数。接下来再试一下64位的程序如何触发系统调用，执行gdb test-64：
(gdb) b main
...
(gdb) r
...
(gdb) b getpid
Breakpoint 2 at 0x32fbf90f40
(gdb) disassemble 0x32fbf90f40 0x32fbf90f70
Dump of assembler code from 0x32fbf90f40 to 0x32fbf90f70:
0x00000032fbf90f40 :  mov    %fs:0x94,%edx
0x00000032fbf90f48 :  test   %edx,%edx
0x00000032fbf90f4a : mov    %edx,%eax
0x00000032fbf90f4c : jle    0x32fbf90f50
0x00000032fbf90f4e : repz retq
0x00000032fbf90f50 : jne    0x32fbf90f5e
0x00000032fbf90f52 : mov    %fs:0x90,%eax
0x00000032fbf90f5a : test   %eax,%eax
0x00000032fbf90f5c : jne    0x32fbf90f4e
0x00000032fbf90f5e : mov    $0x27,%eax #系统调用号装入eax
0x00000032fbf90f63 : syscall         #执行系统调用
0x00000032fbf90f65 : test   %edx,%edx
0x00000032fbf90f67 : jne    0x32fbf90f4e
0x00000032fbf90f69 : mov    %eax,%fs:0x90
值得注意的是，在2.6.9内核的x86-64机器上，getpid和32位机器的getpid系统调用号有所不同，在64位上是39号，定义在include/asm-x86_64/unistd.h：
#define __NR_getpid                             39
__SYSCALL(__NR_getpid, sys_getpid)
而刚才看到过，32位兼容的getpid的系统调用号为20，定义在arch/x86_64/ia32/ia32entry.S中：
ia32_sys_call_table:
...
    .quad sys_getpid                /* 20 */
...

PS：千万不要觉得test.c很简单然后就stepi单指令跟踪哦，因为这会涉及到一大堆跳转，如果你不明白链接的知识，不了解GOT和PIC的话，那就麻烦大了，因此还是直接在getpid处下断比较直观，如果你想顺便把代码重定位和GOT等玩意儿搞了的话，也可以试一下，反正在调试器面前，整个地址空间都会暴露，想看什么都行，当然，要学会让/proc//maps等文件帮忙哦。