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Linux下进程地址空间的布局及堆栈帧的结构

要想了解Linux下缓冲区溢出攻击的原理，我们必须首先掌握Linux下进程地址空间的布局以及堆栈帧的结构。

任何一个程序通常都包括代码段和数据段，这些代码和数据本身都是静态的。程序要想运行，首先要由操作系统负责为其创建进程，并在进程的虚拟地址空间中为其代码段和数据段建立映射。光有代码段和数据段是不够的，进程在运行过程中还要有其动态环境，其中最重要的就是堆栈。图3所示为Linux下进程的地址空间布局：

图3 Linux下进程地址空间的布局
 

首先，execve(2)会负责为进程代码段和数据段建立映射，真正将代码段和数据段的内容读入内存是由系统的缺页异常处理程序按需完成的。另外，execve(2)还会将bss段清零，这就是为什么未赋初值的全局变量以及static变量其初值为零的原因。进程用户空间的最高位置是用来存放程序运行时的命令行参数及环境变量的，在这段地址空间的下方和bss段的上方还留有一个很大的空洞，而作为进程动态运行环境的堆栈和堆就栖身其中，其中堆栈向下伸展，堆向上伸展。

知道了堆栈在进程地址空间中的位置，我们再来看一看堆栈中都存放了什么。相信读者对C语言中的函数这样的概念都已经很熟悉了，实际上堆栈中存放的就是与每个函数对应的堆栈帧。当函数调用发生时，新的堆栈帧被压入堆栈；当函数返回时，相应的堆栈帧从堆栈中弹出。典型的堆栈帧结构如图4所示。

堆栈帧的顶部为函数的实参，下面是函数的返回地址以及前一个堆栈帧的指针，最下面是分配给函数的局部变量使用的空间。一个堆栈帧通常都有两个指针，其中一个称为堆栈帧指针，另一个称为栈顶指针。前者所指向的位置是固定的，而后者所指向的位置在函数的运行过程中可变。因此，在函数中访问实参和局部变量时都是以堆栈帧指针为基址，再加上一个偏移。对照图4可知，实参的偏移为正，局部变量的偏移为负。

图4 典型的堆栈帧结构
 

介绍了堆栈帧的结构，我们再来看一下在Intel i386体系结构上堆栈帧是如何实现的。图5和图6分别是一个简单的C程序及其编译后生成的汇编程序。

图5 一个简单的C程序example1.c

int function(int a, int b, int c){        char buffer[14];        int     sum;        sum = a + b + c;        return sum;}void main(){        int     i;        i = function(1,2,3);}

图6 example1.c编译后生成的汇编程序example1.s

1    .file   "example1.c"2     .version    "01.01"3 gcc2_compiled.:4 .text5     .align 46 .globl function7     .type    function,@function8 function:9     pushl %ebp10     movl %esp,%ebp11     subl $20,%esp12     movl 8(%ebp),%eax13     addl 12(%ebp),%eax14     movl 16(%ebp),%edx15     addl %eax,%edx16     movl %edx,-20(%ebp)17     movl -20(%ebp),%eax18     jmp .L119     .align 420 .L1:21     leave22     ret23 .Lfe1:24     .size    function,.Lfe1-function25     .align 426 .globl main27     .type    main,@function28 main:29     pushl %ebp30movl %esp,%ebp31     subl $4,%esp32     pushl $333     pushl $234     pushl $135     call function36     addl $12,%esp37     movl %eax,%eax38     movl %eax,-4(%ebp)39 .L2:40     leave41     ret42 .Lfe2:43     .size    main,.Lfe2-main44     .ident  "GCC: (GNU) 2.7.2.3"

这里我们着重关心一下与函数function对应的堆栈帧形成和销毁的过程。从图5中可以看到，function是在main中被调用的，三个实参的值分别为1、2、3。由于C语言中函数传参遵循反向压栈顺序，所以在图6中32至34行三个实参从右向左依次被压入堆栈。接下来35行的call指令除了将控制转移到function之外，还要将call的下一条指令addl的地址，也就是function函数的返回地址压入堆栈。下面就进入function函数了，首先在第9行将main函数的堆栈帧指针ebp保存在堆栈中并在第10行将当前的栈顶指针esp保存在堆栈帧指针ebp中，最后在第11行为function函数的局部变量buffer[14]和sum在堆栈中分配空间。至此，函数function的堆栈帧就构建完成了，其结构如图7所示。

图7 函数function的堆栈帧
 

读者不妨回过头去与图4对比一下。这里有几点需要说明。首先，在Intel i386体系结构下，堆栈帧指针的角色是由ebp扮演的，而栈顶指针的角色是由esp扮演的。另外，函数function的局部变量buffer[14]由14个字符组成，其大小按说应为14字节，但是在堆栈帧中却为其分配了16个字节。这是时间效率和空间效率之间的一种折衷，因为Intel i386是32位的处理器，其每次内存访问都必须是4字节对齐的，而高30位地址相同的4个字节就构成了一个机器字。因此，如果为了填补buffer[14]留下的两个字节而将sum分配在两个不同的机器字中，那么每次访问sum就需要两次内存操作，这显然是无法接受的。还有一点需要说明的是，正如我们在本文前言中所指出的，如果读者使用的是较高版本的gcc的话，您所看到的函数function对应的堆栈帧可能和图7所示有所不同。上面已经讲过，为函数function的局部变量buffer[14]和sum在堆栈中分配空间是通过在图6中第11行对esp进行减法操作完成的，而sub指令中的20正是这里两个局部变量所需的存储空间大小。但是在较高版本的gcc中，sub指令中出现的数字可能不是20，而是一个更大的数字。应该说这与优化编译技术有关，在较高版本的gcc中为了有效运用目前流行的各种优化编译技术，通常需要在每个函数的堆栈帧中留出一定额外的空间。

下面我们再来看一下在函数function中是如何将a、b、c的和赋给sum的。前面已经提过，在函数中访问实参和局部变量时都是以堆栈帧指针为基址，再加上一个偏移，而Intel i386体系结构下的堆栈帧指针就是ebp，为了清楚起见，我们在图7中标出了堆栈帧中所有成分相对于堆栈帧指针ebp的偏移。这下图6中12至16的计算就一目了然了，8(%ebp)、12(%ebp)、16(%ebp)和-20(%ebp)分别是实参a、b、c和局部变量sum的地址，几个简单的add指令和mov指令执行后sum中便是a、b、c三者之和了。另外，在gcc编译生成的汇编程序中函数的返回结果是通过eax传递的，因此在图6中第17行将sum的值拷贝到eax中。

最后，我们再来看一下函数function执行完之后与其对应的堆栈帧是如何弹出堆栈的。图6中第21行的leave指令将堆栈帧指针ebp拷贝到esp中，于是在堆栈帧中为局部变量buffer[14]和sum分配的空间就被释放了；除此之外，leave指令还有一个功能，就是从堆栈中弹出一个机器字并将其存放到ebp中，这样ebp就被恢复为main函数的堆栈帧指针了。第22行的ret指令再次从堆栈中弹出一个机器字并将其存放到指令指针eip中，这样控制就返回到了第36行main函数中的addl指令处。addl指令将栈顶指针esp加上12，于是当初调用函数function之前压入堆栈的三个实参所占用的堆栈空间也被释放掉了。至此，函数function的堆栈帧就被完全销毁了。前面刚刚提到过，在gcc编译生成的汇编程序中通过eax传递函数的返回结果，因此图6中第38行将函数function的返回结果保存在了main函数的局部变量i中。