作者****：李先靜
誰在call我-backtrace的實現原理
顯示函式呼叫關係(backtrace/callstack)是偵錯程式必備的功能之一，比如在gdb裡，用bt命令就可以檢視backtrace。 在程式崩潰的時候，函式呼叫關係有助於快速定位問題的根源，了解它的實現原理，可以擴充自己的知識面，在沒有偵錯程式的情況下，也能實現自己 backtrace。更重要的是，分析backtrace的實現原理很有意思。現在我們一起來研究一下：
glibc提供了乙個backtrace函式，這個函式可以幫助我們獲取當前函式的backtrace，先看看它的使用方法，後面我們再仿照它寫乙個。
#include編譯執行它：#include
#include
#define max_level 4
static void test2()
; int size = backtrace(buffer, max_level);
for(i = 0; i < size; i++)
return;
} static void test1()
static void test()
int main(int argc, char* argv)
gcc -g -wall bt_std.c -o bt_std
./bt_std
螢幕列印：
called by 0×8048440
called by 0×804848a
called by 0×80484ab
called by 0×80484c9
上面列印的是呼叫者的位址，對程式設計師來說不太直觀，glibc還提供了另外乙個函式backtrace_symbols，它可以把這些位址轉換成源 **的位置(通常是函式名)。不過這個函式並不怎麼好用，特別是在沒有除錯資訊的情況下，幾乎得不什麼有用的資訊。這裡我們使用另外乙個工具 addr2line來實現位址到源**位置的轉換：
執行：./bt_std |awk 『』>t.sh;. t.sh;rm -f t.sh
螢幕列印：
/home/work/mine/sysprog/think-in-compway/backtrace/bt_std.c:12
/home/work/mine/sysprog/think-in-compway/backtrace/bt_std.c:28
/home/work/mine/sysprog/think-in-compway/backtrace/bt_std.c:39
/home/work/mine/sysprog/think-in-compway/backtrace/bt_std.c:48
backtrace是如何實現的呢？ 在x86的機器上，函式呼叫時，棧中資料的結構如下：
---------------------------------------------呼叫時，先把被調函式的引數壓入棧中，c語言的壓棧方式是：先壓入最後乙個引數，再壓入倒數第二引數，按此順序入棧，最後才壓入第乙個引數。引數n引數… 函式引數入棧的順序與具體的呼叫方式有關
引數 3
引數 2
引數 1
---------------------------------------------
eip 完成本次呼叫後，下一條指令的位址
ebp 儲存呼叫者的ebp，然後ebp指向此時的棧頂。
----------------新的ebp指向這裡---------------
臨時變數1
臨時變數2
臨時變數3
臨時變數…
臨時變數5
---------------------------------------------
然後壓入eip和ebp，此時eip指向完成本次呼叫後下一條指令的位址 ，這個位址可以近似的認為是函式呼叫者的位址。ebp是呼叫者和被調函式之間的分界線，分界線之上是呼叫者的臨時變數、被調函式的引數、函式返回位址 (eip)，和上一層函式的ebp，分界線之下是被調函式的臨時變數。
最後進入被調函式，並為它分配臨時變數的空間。gcc不同版本的處理是不一樣的，對於老版本的gcc(如gcc3.4)，第乙個臨時變數放在最高的 位址，第二個其次，依次順序分布。而對於新版本的gcc(如gcc4.3)，臨時變數的位置是反的，即最後乙個臨時變數在最高的位址，倒數第二個其次，依 次順序分布。
為了實現backtrace，我們需要：
1.獲取當前函式的ebp。
2.通過ebp獲得呼叫者的eip。
3.通過ebp獲得上一級的ebp。
4.重複這個過程，直到結束。
通過嵌入彙編**，我們可以獲得當前函式的ebp，不過這裡我們不用彙編，而且通過臨時變數的位址來獲得當前函式的ebp。我們知道，對於 gcc3.4生成的**，當前函式的第乙個臨時變數的下乙個位置就是ebp。而對於gcc4.3生成的**，當前函式的最後乙個臨時變數的下乙個位置就是 ebp。
有了這些背景知識，我們來實現自己的backtrace:
#ifdef new_gcc對於老版本的gcc，offset定義為0，此時p+1就是ebp，而p[1]就是上一級的ebp，p[2]是呼叫者的eip。本函式總共有5個 int的臨時變數，所以對於新版本gcc， offset定義為5，此時p+5就是ebp。在乙個迴圈中，重複取上一層的ebp和eip，最終得到所有呼叫者的eip，從而實現了 backtrace。#define offset 4
#else
#define offset 0
#endif/*new_gcc*/
int backtrace(void** buffer, int size)
return size;
}
現在我們用完整的程式來測試一下(bt.c)：
#include寫個簡單的makefile:#define max_level 4
#ifdef new_gcc
#define offset 4
#else
#define offset 0
#endif/*new_gcc*/
int backtrace(void** buffer, int size)
return size;
} static void test2()
; backtrace(buffer, max_level);
for(i = 0; i < max_level; i++)
return;
} static void test1()
static void test()
int main(int argc, char* argv)
cflags=-g -wall編譯然後執行：all:
gcc34 $(cflags) bt.c -o bt34
gcc $(cflags) -dnew_gcc bt.c -o bt
gcc $(cflags) bt_std.c -o bt_std
clean:
rm -f bt bt34 bt_std
make
./bt|awk 『』>t.sh;. t.sh;
螢幕列印：
/home/work/mine/sysprog/think-in-compway/backtrace/bt.c:37
/home/work/mine/sysprog/think-in-compway/backtrace/bt.c:51
/home/work/mine/sysprog/think-in-compway/backtrace/bt.c:62
/home/work/mine/sysprog/think-in-compway/backtrace/bt.c:71
對於可執行檔案，這種方法工作正常。對於共享庫，addr2line無法根據這個位址找到對應的源**位置了。原因是：addr2line只能通過 位址偏移量來查詢，而列印出的位址是絕對位址。由於共享庫載入到記憶體的位置是不確定的，為了計算位址偏移量，我們還需要程序maps檔案的幫助：
通過程序的maps檔案(/proc/程序號/maps)，我們可以找到共享庫的載入位置，如：
…00c5d000-00c5e000 r-xp 00000000 08:05 2129013 /home/work/mine/sysprog/think-in-compway/backtrace/libbt_so.so
00c5e000-00c5f000 rw-p 00000000 08:05 2129013 /home/work/mine/sysprog/think-in-compway/backtrace/libbt_so.so
…libbt_so.so的**段載入到0×00c5d000-0×00c5e000，而backtrace列印出的位址是：
called by 0xc5d4eb
called by 0xc5d535
called by 0xc5d556
called by 0×80484ca
addr2line 0×4eb -f -s -e ./libbt_so.so
螢幕列印：
/home/work/mine/sysprog/think-in-compway/backtrace/bt_so.c:38
棧裡的資料很有意思，在上一節中，通過分析棧裡的資料，我們了解了變參函式的實現原理。在這一節中，通過分析棧裡的資料，我們又學到了backtrace的實現原理。
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