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结合中断上下文切换和进程上下文切换分析Linux内核的一般执行过程

作者：互联网

实验要求

结合中断上下文切换和进程上下文切换分析Linux内核一般执行过程

 

以fork和execve系统调用为例分析中断上下文的切换

1、fork()函数

我们知道，进程是程序执行的最小单位，一个进程有完整的地址空间、程序计数器等，如果想创建一个新的进程，使用函数 fork 就可以。

函数原型：

pit_t fork(void)

返回:在子进程中为0，在父进程中为子进程ID，若出错则为-1

在调用该函数的进程（即为父进程）中返回的是新派生的进程 ID 号，在子进程中返回的值为 0。想要知道当前执行的进程到底是父进程，还是子进程，只能通过返回值来进行判断。fork 函数实现的时候，实际上会把当前父进程的所有相关值都克隆一份，包括地址空间、打开的文件描述符、程序计数器等，就连执行代码也会拷贝一份，新派生的进程的表现行为和父进程近乎一样，就好像是派生进程调用过 fork 函数一样。为了区别两个不同的进程，实现者可以通过改变 fork 函数的栈空间值来判断，对应到程序中就是返回值的不同。

if(fork() == 0){
  do_child_process(); //子进程执行代码
}else{
  do_parent_process();  //父进程执行代码
}

fork()系统调用与普通的系统调用的区别在于，普通的系统调用会返回一次，而fork()系统调用会返回两次，分别从父进程和子进程返回。

写一个简单的程序来验证fork()的行为

#include<iostream>
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
using namespace std;
int main() {

            pid_t pid;
            pid = fork();
            if (pid < 0) {
                    cout<<"fork error!"<<endl;
            } else if (pid == 0) {
                    cout<<"This is child process"<<endl;
            } else{
                    cout<<"This is parent process"<<endl;
            }
            return 0;
}

  运行后显示条件语句if下的两种情况都被打印出来了，这是因为一个是父进程输出的，而另外一个是子进程输出的

 

 

查阅linux-5.4.34/arch/x86/entry/syscalls/syscall_64.tbl可知，在64位linux下，fork库函数的系统调用号为57，并且入口地址为___x64_sys_fork。其实现位于kernel/fork.c源文件中。

SYSCALL_DEFINE0(fork)
{
#ifdef CONFIG_MMU
    struct kernel_clone_args args = {
        .exit_signal = SIGCHLD,
    };
​
    return _do_fork(&args);
#else
    /* can not support in nommu mode */
    return -EINVAL;
#endif
}

可以发现，fork的底层实现是调用了__do_fork()函数。

/*
 *  Ok, this is the main fork-routine.
 *
 * It copies the process, and if successful kick-starts
 * it and waits for it to finish using the VM if required.
 *
 * args->exit_signal is expected to be checked for sanity by the caller.
 */
long _do_fork(struct kernel_clone_args *args)
{
     ...
    
    struct pid *pid;
    struct task_struct *p;
    int trace = 0;
    long nr;
​
     ...
​
    p = copy_process(NULL, trace, NUMA_NO_NODE, args);//复制父进程的相关资源到子进程
    
     ...
​
    wake_up_new_task(p);//将子进程转换为就绪态
​
     ...
    
    put_pid(pid);
    return nr;
}

我们可以看到__do_fork函数主要作用是调用copy_process函数复制父进程和获得子进程pid、调用wake_up_new_task函数将子进程唤醒为就绪态等待调度。

/*
 * This creates a new process as a copy of the old one,
 * but does not actually start it yet.
 *
 * It copies the registers, and all the appropriate
 * parts of the process environment (as per the clone
 * flags). The actual kick-off is left to the caller.
 */
static __latent_entropy struct task_struct *copy_process(
                    struct pid *pid,
                    int trace,
                    int node,
                    struct kernel_clone_args *args)
{
    int pidfd = -1, retval;
    struct task_struct *p;
    
    ...
    
    p = dup_task_struct(current, node);//调用dup_task_struct()为子进程复制一份进程描述符，包括复制父进程的thread_info结构和内核栈


　　　// 检查该用户的进程数是否超过限制
　　　if (atomic_read(&p->real_cred->user->processes) >=
　　　　task_rlimit(p, RLIMIT_NPROC)) {
　　　　　　// 检查该用户是否具有相关权限，不一定是root
　　　　　　if (p->real_cred->user != INIT_USER &&
　　　　　　　　!capable(CAP_SYS_RESOURCE) && !capable(CAP_SYS_ADMIN))
　　　　　　　　　　　　goto bad_fork_free;
　　　　}
　　　...
    
    /* copy all the process information */
    shm_init_task(p);
    //初始化子进程的内核栈
    retval = copy_thread_tls(clone_flags, args->stack, args->stack_size, p,
                 args->tls);
    
    ...
​
    return p;
    
    ...
}　　

copy_process函数的主要作用是调用了dup_task_struct函数为子进程复制一份进程描述符，包括复制父进程的thread_info结构和内核栈。

在执行fork系统调用之后，会由内核态返回到两次：一次返回到父进程用户态，这相当于一般的系统调用返回；而另一次则返回到子进程用户态，为了实现这一点，就需要为子进程构造出合适的执行上下文，也就是初始化子进程的内核栈和进程描述符的thread字段，这就是copy_thread_tls的作用。

int copy_thread_tls(unsigned long clone_flags, unsigned long sp,unsigned long arg, struct task_struct *p, unsigned long tls)
{
    // ...
    
    frame->ret_addr = (unsigned long) ret_from_fork;
    p->thread.sp = (unsigned long) fork_frame;
    *childregs = *current_pt_regs();
    childregs->ax = 0;
    
    // ...
}

其中，ret_addr字段指定了子进程返回时的执行地址，其被设置为ret_from_fork。

thread.sp字段设置成了fork_frame起始地址，这是子进程内核栈的栈顶位置。

 

 

 

fork子进程启动执行时进程上下文的特殊之处：

调用fork系统调用的特殊之处在于，调用一次fork陷入到内核态后，会返回两次，一次返回是从父进程内核态返回到用户态，另一次返回是子进程从内核态返回到用户态。

2、execve()函数

execve系统调用的作用是运行另外一个指定的程序。它会把新程序加载到当前进程的内存空间内，当前的进程会被丢弃，它的堆、栈和所有的段数据都会被新进程相应的部分代替，然后会从新程序的初始化代码和 main 函数开始运行。同时，进程的 ID 保持不变。execve系统调用通常与 fork系统调用配合使用。从一个进程中启动另一个程序时，通常是先fork一个子进程，然后在子进程中使用 execve变为运行指定程序的进程。在64位linux下，execve系统调用号为56，函数入口为__x64_sys_execve。

函数原型：

int execve(const char * filename,char * const argv[ ],char * const envp[ ]);

成功则函数不会返回；失败返回-1。

函数实现：

SYSCALL_DEFINE3(execve,
        const char __user *, filename,
        const char __user *const __user *, argv,
        const char __user *const __user *, envp)
{
    return do_execve(getname(filename), argv, envp);
}

　可以看到execve调用了do_execve，而do_execve又调用了do_execveat_common，最后再调用__do_execve_file完成。

/*
 * sys_execve() executes a new program.
 */
static int __do_execve_file(int fd, struct filename *filename,
                struct user_arg_ptr argv,
                struct user_arg_ptr envp,
                int flags, struct file *file)
{
    char *pathbuf = NULL;
    struct linux_binprm *bprm;
    struct files_struct *displaced;
    int retval;
     ...
    bprm->file = file;
     ...
    retval = prepare_binprm(bprm);
     ...
    retval = copy_strings(bprm->envc, envp, bprm);
     ...
    retval = exec_binprm(bprm);
    ...
    return retval;
}

__do_execve_file的主要功能是从文件中载入ELF可执行文件并执行。其中exec_binprm函数实际执行了文件。而exec_binprm调用了search_binary_handler，这是真正替换进程镜像的地方。

static int exec_binprm(struct linux_binprm *bprm)
{
    pid_t old_pid, old_vpid;
    int ret;
​
    /* Need to fetch pid before load_binary changes it */
    old_pid = current->pid;
    rcu_read_lock();
    old_vpid = task_pid_nr_ns(current, task_active_pid_ns(current->parent));
    rcu_read_unlock();
​
    ret = search_binary_handler(bprm);
    if (ret >= 0) {
        audit_bprm(bprm);
        trace_sched_process_exec(current, old_pid, bprm);
        ptrace_event(PTRACE_EVENT_EXEC, old_vpid);
        proc_exec_connector(current);
    }
​
    return ret;
}

 

 

execve的调用过程：

1.execve系统调用陷入内核

2.execve调用do_execve函数，将相关命令行参数和shell上下文封装起来

3.do_execve调用do_execveat_common,后者调用__do_execve_file

4.__do_execve_file打开ELF文件并把相关的信息装入linux_binprm结构体

5.__do_execve_file中调用search_binary_handler，寻找解析ELF文件的函数

6.search_binary_handler找到ELF文件解析函数load_elf_binary

7.load_elf_binary解析ELF文件，把ELF文件装入内存，修改进程的用户态堆栈（主要是把命令行参数和shell上下文加入到用户态堆栈），修改进程的数据段代码段

8.load_elf_binary调用start_thread修改进程内核堆栈（特别是内核堆栈的ip指针）

9.进程从execve返回到用户态后ip指向ELF文件的main函数地址，用户态堆栈中包含了命令行参数和shell上下文环境

 

execve系统调用中断上下文的特殊之处:

在执行execve系统调用陷入内核态时，在内核中用do_execve加载可执行文件，把当前进程的可执行程序给覆盖掉了。在执行execve系统调用返回时，返回的不是之前那个可执行程序了，而是一个新的可执行程序起始地址。

 

 Linux系统的一般执行过程

1.正在运行的用户态进程X

2.发生中断（包括异常、系统调用等），跳转到中断处理程序入口。

3.中断上下文切换，包括保存CPU寄存器状态(保存现场),加载当前进程内核堆栈栈顶地址到RSP寄存器，将CPU上下文压入进程X的内核堆栈

4.中断处理过程中或中断返回前调⽤了schedule函数，按照进程调度算法选择要切换的进程

5.switch_to调⽤了__switch_to_asm汇编代码做了关键的进程上下⽂切换。将当前进程X的内核堆栈切换到进程调度算法选出来的next进程（本例假定为进程Y）的内核堆栈，并完成了进程上下⽂所需的指令指针寄存器状态切换。之后开始运⾏进程Y（这⾥进程Y曾经通过以上步骤被切换出去，因此可以从switch_to下⼀⾏代码继续执⾏）

6.回复中断上下文

7.从进程Y的内核态返回到进程Y的用户态

8.继续运行用户态Y

参考:

https://www.cnblogs.com/smarxdray/p/13095850.html

标签：fork,do,调用,struct,切换,Linux,进程,上下文,execve
来源： https://www.cnblogs.com/zyc1234/p/13138384.html