Linux内核调试技术——jprobe使用与实现

摘自：https://blog.csdn.net/luckyapple1028/article/details/54350410

前一篇博文介绍了kprobes的原理与kprobe的使用与实现方式，本文介绍kprobes中的第二种探测技术jprobe，它基于kprobe实现，不能在函数的任意位置插入探测点，只能在函数的入口处探测，一般用于监测函数的入参值。本文首先通过一个简单的示例介绍jprobe的使用方式，然后通过源码详细分析jprobe的实现流程。

内核源码：Linux-4.1.x

实验环境：Fedora25（x86_64）、树莓派1b

1、jprobe使用实例

使用jprobe探测函数的入参值，需要编写内核模块。同kprobe一样，内核同样提供了jprobe的实例程序jprobe_example.c（位于sample/kprobes目录），该程序实现了探测do_fork函数入参的功能，用户可以以它为模板来探测其他函数（当然不是说什么函数都能探测的，限制同kprobe一样，另外需要注意的是一个被探测函数只能注册一个jprobe）。在分析jprobe_example.c之前先熟悉一下jprobe的基本结构与API接口。

1.1、jprobe结构体与API介绍

struct jprobe结构体定义如下：

/*
* Special probe type that uses setjmp-longjmp type tricks to resume
* execution at a specified entry with a matching prototype corresponding
* to the probed function - a trick to enable arguments to become
* accessible seamlessly by probe handling logic.
* Note:
* Because of the way compilers allocate stack space for local variables
* etc upfront, regardless of sub-scopes within a function, this mirroring
* principle currently works only for probes placed on function entry points.
*/
struct jprobe {
struct kprobe kp;
void *entry; /* probe handling code to jump to */
};
该结构非常的简单，仅包含了一个kprobe结构（因为它是基于kprobe实现的）和一个entry指针，它保存的是探测点执行回调函数的地址，当触发调用被探测函数时，保存到该指针的地址会作为目标地址跳转执行（probe handling code to jump to），因此用户指定的探测函数得以执行。
相关的API如下：

int register_jprobe(struct jprobe *jp) //向内核注册jprobe探测点
void unregister_jprobe(struct jprobe *jp) //卸载jprobe探测点
int register_jprobes(struct jprobe **jps, int num) //注册探测函数向量，包含多个不同探测点
void unregister_jprobes(struct jprobe **jps, int num) //卸载探测函数向量，包含多个不同探测点
int disable_jprobe(struct jprobe *jp) //临时暂停指定探测点的探测
int enable_jprobe(struct jprobe *jp) //恢复指定探测点的探测

1.2、示例jprobe_example分析与演示

同kprobe_example.c一样，该示例程序仍以do_fork作为被探测函数进行探测。当创建进程时，探测函数会调用它打印出do_fork函数的入参值。下面详细分析：

static struct jprobe my_jprobe = {
.entry = jdo_fork,
.kp = {
.symbol_name = "do_fork",
},
};

static int __init jprobe_init(void)
{
int ret;

ret = register_jprobe(&my_jprobe);
if (ret < 0) {
printk(KERN_INFO "register_jprobe failed, returned %d ", ret);
return -1;
}
printk(KERN_INFO "Planted jprobe at %p, handler addr %p ",
my_jprobe.kp.addr, my_jprobe.entry);
return 0;
}

static void __exit jprobe_exit(void)
{
unregister_jprobe(&my_jprobe);
printk(KERN_INFO "jprobe at %p unregistered ", my_jprobe.kp.addr);
}
程序定义了一个struct jprobe实例my_jprobe，指定被探测函数的名字是do_fork（可以修改它以达到探测其他函数的目的），然后探测回调函数为jdo_fork。在模块的初始化函数中，调用register_jprobe函数向kprobe子系统注册my_jprobe，这样jprobe探测默认就启用了，最后在exit函数中调用unregister_jprobe函数卸载。
/* Proxy routine having the same arguments as actual do_fork() routine */
static long jdo_fork(unsigned long clone_flags, unsigned long stack_start,
unsigned long stack_size, int __user *parent_tidptr,
int __user *child_tidptr)
{
pr_info("jprobe: clone_flags = 0x%lx, stack_start = 0x%lx "
"stack_size = 0x%lx ", clone_flags, stack_start, stack_size);

/* Always end with a call to jprobe_return(). */
jprobe_return();
return 0;
}
jdo_fork函数也仅仅打印出了在调用do_fork函数时传入的clone_flags、stack_start和stack_size这三个入参值，整个实现非常简单直观，但是有两点需要注意：
1）探测回调函数的入参必须同被探测函数的一致，否则无法达到探测函数入参的目的，例如此处的jdo_fork函数入参unsigned long clone_flags、unsigned long stack_start、unsigned long stack_size、int __user *parent_tidptr和int __user *child_tidptr同do_fork函数是完全一致的（注意返回值固定为long类型）。

2）在回调函数执行完毕以后，必须调用jprobe_return函数（注释中也有强调），否则执行流程就回不到正常的执行流程中了，这一点后文会详细分析。

下面在x86_64环境下演示该程序的实际效果（环境配置请参考前一篇博文）：

<6>[15817.544375] jprobe: clone_flags = 0x1200011, stack_start = 0x0 stack_size = 0x0
<6>[15817.551217] jprobe: clone_flags = 0x1200011, stack_start = 0x0 stack_size = 0x0
<6>[15817.905328] jprobe: clone_flags = 0x1200011, stack_start = 0x0 stack_size = 0x0
<6>[15822.684688] jprobe: clone_flags = 0x1200011, stack_start = 0x0 stack_size = 0x0
<6>[15822.704001] jprobe: clone_flags = 0x1200011, stack_start = 0x0 stack_size = 0x0

在加载jprobe_example.ko模块以后，在终端随便敲几个命令触发进程创建，内核打印出以上message，可以看到do_fork的入参就被非常容易的获取到了，其他函数的探测也类似，不再详细描述。

2、jprobe实现分析

jpeobe的实现基于kprobe，因此这里将在前一篇博文《Linux内核调试技术——kprobe使用与实现》的基础之上分析它的实现，述主要包括jprobe注册流程和触发探测流程，涉及kprobe的部分不再详细描。

2.1、jprobe实现原理

利用kprobe，jprobe是一种特殊形式的kprobe，它有自己的pre_handler和break_handler回调函数，其中pre_handler回调函数负责保存原始调用上下文并为调用用户指定的探测函数jprobe->entry准备环境，然后跳转到jprobe->entry执行（被探测函数的入参信息在此得到输出），接着再次触发kprobe流程，在break_handler函数中恢复原始上下文，最后返回正常执行流程。

2.2、注册一个jprobe实例

jprobe探测模块调用register_jprobe函数向内核注册一个jprobe实例，代码路径kernel/kprobes.c，其主要流程如下图：

图1 jpobe注册流程

int register_jprobe(struct jprobe *jp)
{
return register_jprobes(&jp, 1);
}
EXPORT_SYMBOL_GPL(register_jprobe);
register_jprobe函数只是register_jprobes的一个封装，主要注册功能由register_jprobes函数完成。

int register_jprobes(struct jprobe **jps, int num)
{
struct jprobe *jp;
int ret = 0, i;

if (num <= 0)
return -EINVAL;
for (i = 0; i < num; i++) {
unsigned long addr, offset;
jp = jps[i];
addr = arch_deref_entry_point(jp->entry);

/* Verify probepoint is a function entry point */
if (kallsyms_lookup_size_offset(addr, NULL, &offset) &&
offset == 0) {
jp->kp.pre_handler = setjmp_pre_handler;
jp->kp.break_handler = longjmp_break_handler;
ret = register_kprobe(&jp->kp);
} else
ret = -EINVAL;

if (ret < 0) {
if (i > 0)
unregister_jprobes(jps, i);
break;
}
}
return ret;
}
EXPORT_SYMBOL_GPL(register_jprobes);
函数是一个循环，对每个jprobe执行相同的注册流程，首先从jp->entry中取出探测回调函数的地址，对它进行验证。kallsyms_lookup_size_offset函数的作用是从内核或者模块的符号表中找到addr地址所在的符号，找到后会通过offset值返回addr与符号起始的偏移，这偏移值必须为0，即必须为一个函数的入口。若条件符合，则设置kprobe的pre_handler和break_handler这两个回调函数setjmp_pre_handler和longjmp_break_handler，最后调用register_kprobe函数注册kprobe。

可见jprobe的注册流程非常的简单，它的本质就是注册一个kprobe，利用kprobe机制实现探测，只是探测回调函数并非用户自己定义，使用jprobe私有的而已。在注册完成后，jprobe（kprobe）机制启动，当函数调用流程执行到被探测函数时就会触发jprobe（kprobe）探测。

最后需要注意的是，jprobe是不能在同一个被探测点注册多个的，在kprobe的注册流程register_kprobe->register_aggr_kprobe->add_new_kprobe中会有判断：

if (p->break_handler) {
if (ap->break_handler)
return -EEXIST;

2.3、触发jprobe探测

基于kprobe机制，在执行到被探测函数后，会触发CPU异常，按照kprobe的执行流程，由kprobe_handler函数调用到pre_handler回调函数，即setjmp_pre_handler。该函数架构相关，它根据架构的不同进行一些栈或者寄存器相关的操作，保存现场以备调用结束后恢复，随后跳转到用户定的jprobe->entry处执行，在打印出用户需要的信息后，返回原有正常的流程继续执行。主要流程如下图：

图2 jprobe触发流程

2.3.1、arm架构实现

int __kprobes setjmp_pre_handler(struct kprobe *p, struct pt_regs *regs)
{
struct jprobe *jp = container_of(p, struct jprobe, kp);
struct kprobe_ctlblk *kcb = get_kprobe_ctlblk();
long sp_addr = regs->ARM_sp;
long cpsr;

kcb->jprobe_saved_regs = *regs;
memcpy(kcb->jprobes_stack, (void *)sp_addr, MIN_STACK_SIZE(sp_addr));
regs->ARM_pc = (long)jp->entry;

cpsr = regs->ARM_cpsr | PSR_I_BIT;
#ifdef CONFIG_THUMB2_KERNEL
/* Set correct Thumb state in cpsr */
if (regs->ARM_pc & 1)
cpsr |= PSR_T_BIT;
else
cpsr &= ~PSR_T_BIT;
#endif
regs->ARM_cpsr = cpsr;

preempt_disable();
return 1;
}
首先再次明确入参struct pt_regs *regs的含义是触发CPU异常前所保存的正常执行流上下文的寄存器值。函数首先获取触发的jprobe结构实例，并调用get_kprobe_ctlblk取得当前CPU的kprobe_ctlblk结构全局变量，这个struct kprobe_ctlblk结构定义在kprobe分析中已经见过，不过jprobe使用到了其中定义的另两个字段：
/* per-cpu kprobe control block */
struct kprobe_ctlblk {
unsigned int kprobe_status;
struct prev_kprobe prev_kprobe;
struct pt_regs jprobe_saved_regs;
char jprobes_stack[MAX_STACK_SIZE];
};
其中jprobe_saved_regs用于保存寄存器信息，jprobes_stack则用于保存栈信息，它们用于在jprobe返回时恢复调用探测前的上下文，这一点从setjmp_pre_handler函数的前两行就可以看出。先提个问题，为何kprobe不需要保存原上下文信息而jprobe需要？
函数接下来修改传入的ARM_pc值为用户指定的探测回调函数地址，注意这个值本来在正常的kprobe流程中是要被设置为正常流程的下一条指令的（执行完kprobe流程后就会回到原流程继续执行），这里在kprobe的整个流程结束后就不会回到原流程执行了，而是会进入到用户指定的探测函数执行。

函数然后修改入参的CPSR寄存器值，置位PSR_I_BIT，表示禁用中断，最后禁止抢占并返回1。回到kprobe_handler函数中看返回1后接下来kprobe就不会执行singlestep和调用post_handler回调函数了，注意也不会调用reset_current_kprobe函数复位当前执行的kprobe为NULL：

if (!p->pre_handler || !p->pre_handler(p, regs)) {
kcb->kprobe_status = KPROBE_HIT_SS;
singlestep(p, regs, kcb);
if (p->post_handler) {
kcb->kprobe_status = KPROBE_HIT_SSDONE;
p->post_handler(p, regs, 0);
}
reset_current_kprobe();
}
在kprobe_handler流程返回后，执行流程进入到了用户指定的探测函数执行，对于前文中的jprobe_example程序来说就是jdo_fork函数。提第二个问题，被探测函数的入参值是如何获取的？
从setjmp_pre_handler的实现可以看出，该函数仅仅修改了kprobe的返回地址，并没有修改栈和其他的寄存器值，因此在CPU跳转到jdo_fork执行时，它的寄存器和栈中的内容同原本调用do_fork函数时几乎是一模一样的（仅仅是禁用了中断而已），因此不论是通过寄存器传参还是通过压栈的方式传参，用户在定义jdo_fork函数时只需要将函数入参定义的同do_fork一样就可以轻轻松松的获取到原有的入参值了。另外从这里的实现可以看出另外一个信息，jprobe的回调执行上下文同原函数执行的上下文是一样的，这点不同于kprobe，kprobe的回调函数执行的上下文是在CPU异常的中断上下文。

最后由于探测函数（jdo_fork）是在kprobe_handler流程执行完成后跳转执行的，跳过了single_step流程，这也就说它不能利用原有kprobe的机制回到原始执行流程中去执行，需要另想他法，其实在setjmp_pre_handler函数中保存的寄存器pt_regs就是用于这个目的的，也就解释了前文中提出的第一个问题，接下来详细分析。

回到探测函数jdo_fork中，用户在获取需要的信息后，接下来进入现场恢复的流程，其中的关键部分就是jdo_fork函数最后调用的jprobe_return函数，它是由嵌入汇编实现的

void __kprobes jprobe_return(void)
{
struct kprobe_ctlblk *kcb = get_kprobe_ctlblk();

__asm__ __volatile__ (
/*
* Setup an empty pt_regs. Fill SP and PC fields as
* they're needed by longjmp_break_handler.
*
* We allocate some slack between the original SP and start of
* our fabricated regs. To be precise we want to have worst case
* covered which is STMFD with all 16 regs so we allocate 2 *
* sizeof(struct_pt_regs)).
*
* This is to prevent any simulated instruction from writing
* over the regs when they are accessing the stack.
*/
#ifdef CONFIG_THUMB2_KERNEL
...
#else
"sub sp, %0, %1 "
#endif
"ldr r0, ="__stringify(JPROBE_MAGIC_ADDR)" "
"str %0, [sp, %2] "
"str r0, [sp, %3] "
"mov r0, sp "
"bl kprobe_handler "

/*
* Return to the context saved by setjmp_pre_handler
* and restored by longjmp_break_handler.
*/
#ifdef CONFIG_THUMB2_KERNEL
...
#else
"ldr r0, [sp, %4] "
"msr cpsr_cxsf, r0 "
"ldmia sp, {r0 - pc} "
#endif
:
: "r" (kcb->jprobe_saved_regs.ARM_sp),
"I" (sizeof(struct pt_regs) * 2),
"J" (offsetof(struct pt_regs, ARM_sp)),
"J" (offsetof(struct pt_regs, ARM_pc)),
"J" (offsetof(struct pt_regs, ARM_cpsr)),
"J" (offsetof(struct pt_regs, ARM_lr))
: "memory", "cc");
}
这里模拟出了一个假的pt_regs结构体，仅仅填充了其中的sp和pc字段（后文中的longjmp_break_handler函数需要），其中pc的值为JPROBE_MAGIC_ADDR，然后长跳转到kprobe_handler执行，kprobe_handler函数判断当前已经有kprobe正在运行了，因此进入以下调用流程：
} else if (cur) {
/* We probably hit a jprobe. Call its break handler. */
if (cur->break_handler && cur->break_handler(cur, regs)) {
kcb->kprobe_status = KPROBE_HIT_SS;
singlestep(cur, regs, kcb);
if (cur->post_handler) {
kcb->kprobe_status = KPROBE_HIT_SSDONE;
cur->post_handler(cur, regs, 0);
}
}
reset_current_kprobe();
首先调用kprobe的break_handler回调函数，即longjmp_break_handler函数：
int __kprobes longjmp_break_handler(struct kprobe *p, struct pt_regs *regs)
{
struct kprobe_ctlblk *kcb = get_kprobe_ctlblk();
long stack_addr = kcb->jprobe_saved_regs.ARM_sp;
long orig_sp = regs->ARM_sp;
struct jprobe *jp = container_of(p, struct jprobe, kp);

if (regs->ARM_pc == JPROBE_MAGIC_ADDR) {
if (orig_sp != stack_addr) {
struct pt_regs *saved_regs =
(struct pt_regs *)kcb->jprobe_saved_regs.ARM_sp;
printk("current sp %lx does not match saved sp %lx ",
orig_sp, stack_addr);
printk("Saved registers for jprobe %p ", jp);
show_regs(saved_regs);
printk("Current registers ");
show_regs(regs);
BUG();
}
*regs = kcb->jprobe_saved_regs;
memcpy((void *)stack_addr, kcb->jprobes_stack,
MIN_STACK_SIZE(stack_addr));
preempt_enable_no_resched();
return 1;
}
return 0;
}
这个函数很简单，首先会判断sp的值和保存的sp值是都是一样的，若不一样则报BUG，否则恢复保存在kprobe_ctlblk结构体中的寄存器值和栈，最后启用内核抢占，至此jprobe的处理流程全部完毕，接下来会回到kprobe的kprobe_handler中继续完成本次kprobe，执行单步执行single_step和post_handler，最后回到原流程执行。由此可见，在用户定义的探测函数末尾，必须要调用jprobe_return函数，否则代码的执行就“飞了”，再也回不到原有的流程中去了。

2.3.2、x86_64架构实现

int setjmp_pre_handler(struct kprobe *p, struct pt_regs *regs)
{
struct jprobe *jp = container_of(p, struct jprobe, kp);
unsigned long addr;
struct kprobe_ctlblk *kcb = get_kprobe_ctlblk();

kcb->jprobe_saved_regs = *regs;
kcb->jprobe_saved_sp = stack_addr(regs);
addr = (unsigned long)(kcb->jprobe_saved_sp);

/*
* As Linus pointed out, gcc assumes that the callee
* owns the argument space and could overwrite it, e.g.
* tailcall optimization. So, to be absolutely safe
* we also save and restore enough stack bytes to cover
* the argument area.
*/
memcpy(kcb->jprobes_stack, (kprobe_opcode_t *)addr,
MIN_STACK_SIZE(addr));
regs->flags &= ~X86_EFLAGS_IF;
trace_hardirqs_off();
regs->ip = (unsigned long)(jp->entry);

/*
* jprobes use jprobe_return() which skips the normal return
* path of the function, and this messes up the accounting of the
* function graph tracer to get messed up.
*
* Pause function graph tracing while performing the jprobe function.
*/
pause_graph_tracing();
return 1;
}
NOKPROBE_SYMBOL(setjmp_pre_handler);
x86_64架构的实现整体同arm的大同小异，函数首先同样是保存现场，然后关闭中断并设置IP寄存器的值为jp->entry，最后返回1，这样在kprobe_int3_handler函数会跳过single_step。
/*
* If we have no pre-handler or it returned 0, we
* continue with normal processing. If we have a
* pre-handler and it returned non-zero, it prepped
* for calling the break_handler below on re-entry
* for jprobe processing, so get out doing nothing
* more here.
*/
if (!p->pre_handler || !p->pre_handler(p, regs))
setup_singlestep(p, regs, kcb, 0);
return 1;
于是在kprobe调用流程结束后跳转到用户的探测函数执行。在来看jprobe_return函数的实现：
void jprobe_return(void)
{
struct kprobe_ctlblk *kcb = get_kprobe_ctlblk();

asm volatile (
#ifdef CONFIG_X86_64
" xchg %%rbx,%%rsp "
#else
" xchgl %%ebx,%%esp "
#endif
" int3 "
" .globl jprobe_return_end "
" jprobe_return_end: "
" nop "::"b"
(kcb->jprobe_saved_sp):"memory");
}
同arm的实现不同，这里使用int3指令再次触发CPU3异常，并且异常出的地址已经不再是BREAKPOINT_INSTRUCTION了，所以会进入到kprobe_int3_handler的以下流程执行：
} else if (kprobe_running()) {
p = __this_cpu_read(current_kprobe);
if (p->break_handler && p->break_handler(p, regs)) {
if (!skip_singlestep(p, regs, kcb))
setup_singlestep(p, regs, kcb, 0);
return 1;
}
同样是调用kprobe的break_handler回调函数执行，也即是longjmp_break_handler函数。
int longjmp_break_handler(struct kprobe *p, struct pt_regs *regs)
{
struct kprobe_ctlblk *kcb = get_kprobe_ctlblk();
u8 *addr = (u8 *) (regs->ip - 1);
struct jprobe *jp = container_of(p, struct jprobe, kp);
void *saved_sp = kcb->jprobe_saved_sp;

if ((addr > (u8 *) jprobe_return) &&
(addr < (u8 *) jprobe_return_end)) {
if (stack_addr(regs) != saved_sp) {
struct pt_regs *saved_regs = &kcb->jprobe_saved_regs;
printk(KERN_ERR
"current sp %p does not match saved sp %p ",
stack_addr(regs), saved_sp);
printk(KERN_ERR "Saved registers for jprobe %p ", jp);
show_regs(saved_regs);
printk(KERN_ERR "Current registers ");
show_regs(regs);
BUG();
}
/* It's OK to start function graph tracing again */
unpause_graph_tracing();
*regs = kcb->jprobe_saved_regs;
memcpy(saved_sp, kcb->jprobes_stack, MIN_STACK_SIZE(saved_sp));
preempt_enable_no_resched();
return 1;
}
return 0;
}
longjmp_break_handler函数同arm实现基本一致，恢复代码的原有上下文，打开内核抢占，最后交回给kprobe继续执行后面的single_step和恢复流程。不过值的注意的是第一条判断语句，由于本次int3异常是在jprobe_return函数中触发的，因此longjmp_break_handler函数的struct pt_regs *regs入参值是在调用jprobe_return函数环境上下文中的寄存器值，因此addr一定是在jprobe_return函数的地址范围内，所以以此判断本次调用的有效性，防止误入。

3、总结

jprobe探测技术基于kprobe实现，是kprobes三种探测技术中的第二种，内核开发人员可以用它来探测内核函数的调用以及调用时的入参值，使用非常方便。本文介绍了jprobe探测工具的使用方式及其原理，并通过源码分析了arm架构和x86_64架构下它的实现方式。下一篇博文将介绍kprobes中的最后一种用来探测函数返回值的kretprobe探测技术。