segment fault in linux （转）

参考 《Segmentation Fault in Linux》Author: ZX_WING([e-mail])

参考http://duartes.org/gustavo/blog/post/anatomy-of-a-program-in-memory

2.1错误的访问类型引起的SIGSEGV

 #include <stdio.h>
 #include <stdlib.h>

 int main() {
 char* s = "hello world";

 s[1] = 'H';
 }

这是最常见的一个例子。想当年俺对C 语言懵懂的时候，也在校内的BBS 上发帖问过，
当时还以为这是指针和数组的区别。此例中，”hello world”作为一个常量字符串，在编译后
会被放在.rodata 节（GCC），最后链接生成目标程序时.rodata 节会被合并到text segment 与
代码段放在一起，故其所处内存区域是只读的。这就是错误的访问类型引起的SIGSEGV。
其在图2 中的顺序为：

1 - 3 - 4 - 6 - 8 - 11 -10


访问了不属于进程地址空间的内存

 #include <stdio.h>
 #include <stdlib.h>

 int main() {
 int* p = (int*)0xC0000fff;

 *p = 10;
 }

在这个例子中，我们访问了一个属于内核的地址（IA32，32bit）。当然，很少会有人这
样写程序，但你的程序可能在不经意的情况下做出这样的行为（这个不经意的行为在后面讨
论）。此例在图2 的流程：
1 - 2 - 11 - 10

2.3访问了不存在的内存
最常见的情况不外乎解引用空指针了，如：

 #include <stdio.h>
 #include <stdlib.h>

 int main () {
 int *a = NULL;

 *a = 1;
 }

在实际情况中，此例中的空指针可能指向用户态地址空间，但其所指向的页面实际不
存在。其产生SIGSEGV 在图2 中的流程为：
1  3 - 4 - 5 - 11 -10

栈溢出了，有时SIGSEGV，有时却啥都没发生
这也是CU 常见的一个月经贴。大部分C 语言教材都会告诉你，当从一个函数返回后，
该函数栈上的内容会被自动“释放”。“释放”给大多数初学者的印象是free()，似乎这块内
存不存在了，于是当他访问这块应该不存在的内存时，发现一切都好，便陷入了深深的疑惑。

 #include <stdio.h>
 #include <stdlib.h>

 int* foo() {
 int a = 10;

 return &a;
 }

 int main() {
 int* b;

 b = foo();
 printf ("%d\n", *b);
 }

当你编译这个程序时，会看到“warning: function returns address of local variable”，GCC
已经在警告你栈溢的可能了。实际运行结果一切正常。原因是操作系统通常以“页”的粒度
来管理内存，Linux 中典型的页大小为4K，内核为进程栈分配内存也是以4K 为粒度的。故
当栈溢的幅度小于页的大小时，不会产生SIGSEGV。那是否说栈溢出超过4K，就会产生
SIGSEGV 呢？看下面这个例子：

 #include <stdio.h>
 #include <stdlib.h>
 char* foo() {
 char buf[8192];

 memset (buf, 0x55, sizeof(buf));
 return buf;
 }

 int main() {
 char* c;

 c = foo();
 printf ("%#x\n", c[5000]);
 }

虽然我们的栈溢已经超出了4K 大小，可运行仍然正常。这是因为C 教程中提到的“栈
自动释放”实际上是改变栈指针，而其指向的内存，并不是在函数返回时就被回收了。在我
们的例子中，所访问的栈溢处内存仍然存在。无效的栈内存（即栈指针范围外未被回收的栈
内存）是由操作系统在需要时回收的，这是无法预测的，也就无法预测何时访问非法的栈内
容会引发SIGSEGV。
好了，在上面的例子中，我们的栈溢例子，无论是大于一个页尺寸还是小于一个页尺寸，
访问的都是已分配而未回收的栈内存。那么访问未分配的栈内存，是否就一定会引发
SIGSEGV 呢？答案是否定的。

 #include <stdio.h>
 #include <stdlib.h>

 int main() {
 char* c;

 c = (char*)&c – 8192 *2;
 *c = 'a';
 printf ("%c\n", *c);
 }

在IA32 平台上，栈默认是向下增长的，我们栈溢16K，访问一块未分配的栈区域（至
少从我们的程序来看，此处是未分配的）。选用16K 这个值，是要让我们的溢出范围足够大，
大过内核为进程分配的初始栈大小（初始大小为4K 或8K）。按理说，我们应该看到期望的
SIGSEGV，但结果却非如此，一切正常。
答案藏在内核的page fault 处理函数中：

if (error_code & PF_USER) {
/* Accessing the stack below %sp is always a bug.
* The large cushion allows instructions like enter
* and pusha to work. ("enter $65535,$31" pushes
* 32 pointers and then decrements %sp by 65535.)
*/
if (address + 65536 + 32 * sizeof(unsigned long) < regs->sp)
goto bad_area;
}
if (expand_stack(vma, address))
goto bad_area;

内核为enter

这样的指令留下了空间，

从代码来看，理论上栈溢小于64K 左右都是没
问题的，栈会自动扩展。令人迷惑的是，笔者用下面这个例子来测试栈溢的阈值，得到的确
是70K ~ 80K 这个区间，而不是预料中的65K ~ 66K。

关于enter 指令的详细介绍，请参考《Intel(R) 64 and IA-32 Architectures Software

Developer Manual Volume 1》6.5 节“ PROCEDURE CALLS FOR BLOCK-STRUCTURED
LANGUAGES”

1 #include <stdio.h>
2 #include <stdlib.h>
3
4 #define GET_ESP(esp) do { \
5 asm volatile ("movl %%esp, %0\n\t" : "=m" (esp)); \
6 } while (0)
7
8
9 #define K 1024
10 int main() {
11 char* c;
12 int i = 0;
13 unsigned long esp;
14
15 GET_ESP (esp);
16 printf ("Current stack pointer is %#x\n", esp);
17 while (1) {
18 c = (char*)esp - i * K;
19 *c = 'a';
20 GET_ESP (esp);
21 printf ("esp = %#x, overflow %dK\n", esp, i);
22 i ++;
23 }
24 }

笔者目前也不能解释其中的魔术，这神奇的程序啊！上例中发生SIGSEGV 时，在图2
Segmentation Fault in Linux
12
中的流程是：
1 - 3 - 4 - 5 - 11 - 10 （注意，发生SIGSEGV 时，该地址已经不属于用户态
栈了，所以是5  11 而不是5 - 6）
到这里，我们至少能够知道SIGSEGV 和操作系统（栈的分配和回收），编译器（谁知
道它会不会使用enter 这样的指令呢）有着密切的联系，而不像教科书中“函数返回后其使
用的栈自动回收”那样简单。

我们知道栈了，那么堆呢？
看了栈的例子，举一反三就能知道，SIGSEGV 和堆的关系取决于你的内存分配器，通
常这意味着取决于C 库的实现。

1 #include <stdio.h>
2 #include <stdlib.h>
3
4 #define K 1024
5 int main () {
6 char* c;
7 int i = 0;
8
9 c = malloc (1);
10 while (1) {
11 c += i*K;
12 *c = 'a';
13 printf ("overflow %dK\n", i);
14 i ++;
15 }
16 }

上面这个例子在笔者机器上于15K 时产生SIGSEGV。让我们改变初次malloc 的内存大
小，当初次分配16M 时，SIGSEGV 推迟到了溢出180K；当初次分配160M 时，SIGSEGV
推迟到了溢出571K。我们知道内存分配器在分配不同大小的内存时通常有不同的机制，这
个例子从某种角度证明了这点。此例SIGSEGV 在图2 中的流程为：
1 - 3 - 4 - 5 - 11 - 10
用一个野指针在堆里胡乱访问很少见，更多被问起的是“为什么我访问一块free()后的
内存却没发生SIGSEGV”，比如下面这个例子：

1 #include <stdio.h>
2 #include <stdlib.h>
3
4 #define K 1024
5 int main () {
6 int* a;
7
8 a = malloc (sizeof(int));
9 *a = 100;
10 printf ("%d\n", *a);
11 free (a);
12 printf ("%d\n", *a);
13 }

SIGSEGV 没有发生，但free()后a 指向的内存被清零了，一个合理的解释是为了安全。
相信不会再有人问SIGSEGV 没发生的原因。是的，free()后的内存不一定就立即归还给了操
作系统，在真正的归还发生前，它一直在那儿。

2.6如果是指向全局区的野指针呢？
看了上面两个例子，我觉得这实在没什么好讲的。
2.7 函数跳转到了一个非法的地址上执行
这也是产生SIGSEGV 的常见原因，来看下面的例子：

1 #include <stdio.h>
2 #include <stdlib.h>
3 #include <string.h>
4
5 void foo () {
6 char c;
7
8 memset (&c, 0x55, 128);
9 }
10
11 int main () {
12 foo();
13 }

通过栈溢出，我们将函数foo 的返回地址覆盖成了0x55555555，函数跳转到了一个非
法地址执行，最终引发SIGSEGV。非法地址执行，在图2 中的流程中的可能性就太多了，
从1-3 -4 - … -10，从4 到10 之间，几乎每条路径都可能出现。当然对于此例，
0x55555555 所指向的页面并不在内存之中，其在图2 的流程为:
1-3 -4 -5--11-10

如果非法地址对应的页面（页面属于用户态地址空间）存在于内存中，它又是可执行的

，则程序会执行一大堆随机的指令。在这些指令执行过程中一旦访问内存，其产生

SIGSEGV 的流程几乎就无法追踪了（除非你用调试工具跟进）。看到这里，一个很合理的问
题是：为什么程序在非法地址中执行的是随机指令，而不是非法指令呢？在一块未知的内存
上执行，遇到非法指令可能性比较大吧，这样应该收到SIGILL 信号啊？

如果不用段寄存器的type checking，只用页表保护，传统32bit IA32 可读即可执行。

在NX 技术出现后页级也可以控制是否可以执行。
事实并非如此，我们的IA32 架构使用了如此复杂的指令集，以至于找到一条非法指令
的编码还真不容易。在下例子中

1 #include <stdio.h>
2 #include <stdlib.h>
3
4 int main() {
5 char buf[128] = "asdfaowerqoweurqwuroahfoasdbaoseur20
234123akfhasbfqower53453";
6 sleep(1);
7 }

笔者在buf 中随机的敲入了一些字符，反汇编其内容得到的结果是：

0xbffa9e00: popa
0xbffa9e01: jae 0xbffa9e67
0xbffa9e03: popaw
0xbffa9e05: outsl %ds:(%esi),(%dx)
0xbffa9e06: ja 0xbffa9e6d
0xbffa9e08: jb 0xbffa9e7b
0xbffa9e0a: outsl %ds:(%esi),(%dx)
0xbffa9e0b: ja 0xbffa9e72
0xbffa9e0d: jne 0xbffa9e81
0xbffa9e0f: jno 0xbffa9e88
0xbffa9e11: jne 0xbffa9e85
0xbffa9e13: outsl %ds:(%esi),(%dx)
0xbffa9e14: popa
0xbffa9e15: push $0x73616f66
0xbffa9e1a: bound %esp,%fs:0x6f(%ecx)
0xbffa9e1e: jae 0xbffa9e85
0xbffa9e20: jne 0xbffa9e94
0xbffa9e22: xor (%eax),%dh
0xbffa9e24: and %ah,(%eax)
0xbffa9e26: and %dh,(%edx)
0xbffa9e28: xor (%ecx,%esi,1),%esi
0xbffa9e2b: xor (%ebx),%dh
0xbffa9e2d: popa
0xbffa9e2e: imul $0x61,0x68(%esi),%esp
0xbffa9e32: jae 0xbffa9e96
0xbffa9e34: data16
0xbffa9e35: jno 0xbffa9ea6
0xbffa9e37: ja 0xbffa9e9e
0xbffa9e39: jb 0xbffa9e70
0xbffa9e3b: xor 0x33(,%esi,1),%esi
0xbffa9e42: add %al,(%eax)
0xbffa9e44: add %al,(%eax)
0xbffa9e46: add %al,(%eax)
0xbffa9e48: add %al,(%eax)
0xbffa9e4a: add %al,(%eax)
0xbffa9e4c: add %al,(%eax)
0xbffa9e4e: add %al,(%eax)
0xbffa9e50: add %al,(%eax)
0xbffa9e52: add %al,(%eax)
0xbffa9e54: add %al,(%eax)
0xbffa9e56: add %al,(%eax)
0xbffa9e58: add %al,(%eax)
0xbffa9e5a: add %al,(%eax)
0xbffa9e5c: add %al,(%eax)
0xbffa9e5e: add %al,(%eax)

一条非法指令都没有！大家也可以自己构造一些随机内容试试，看能得到多少非法指令。
故在实际情况中，函数跳转到非法地址执行时，遇到SIGSEGV 的概率是远远大于SIGILL
的。
我们来构造一个遭遇SIGILL 的情况，如下例：

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
#define GET_EBP(ebp) \
do { \
asm volatile ("movl %%ebp, %0\n\t" : "=m" (ebp)); \
} while (0)
char buf[128];
void foo () {
printf ("Hello world\n");
}
void build_ill_func() {
int i = 0;
memcpy (buf, foo, sizeof(buf));
while (1) {
/*
* Find *call* instruction and replace it with
* *ud2a* to generate a #UD exception
*/
if ( buf[i] == 0xffffffe8 ) {
buf[i] = 0x0f;
buf[i+1] = 0x0b;
break;
}
i ++;
}
}
void overflow_ret_address () {
unsigned long ebp;
unsigned long addr = (unsigned long)buf;
int i;
GET_EBP (ebp);
for ( i=0; i<16; i++ )
memcpy ((void*)(ebp + i*sizeof(addr)), &addr, sizeof(addr));
printf ("ebp = %#x\n", ebp);
}
int main() {
printf ("%p\n", buf);
build_ill_func ();
overflow_ret_address ();
}

我们在一块全局的buf 里填充了一些指令，其中有一条是ud2a，它是IA32 指令集中用
来构造一个非法指令陷阱。在overflow_ret_address()中，我们通过栈溢出覆盖函数的返回地址，使得函数返回时跳转到buf 执行，最终执行到ud2a 指令产生一个SIGILL 信号。注意此
例使用了ebp 框架指针寄存器，在编译时不能使用-fomit-frame-pointer 参数，否则得不到期
望的结果。
原书在附件中