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實驗環(huán)境

OS

Linux cj-virtual-machine 5.3.0-51-generic

虛擬機

QEMU

內(nèi)核版本

5.3.4

調(diào)式方法

GDB

PS：調(diào)試環(huán)境安裝請看上一篇博客匯編級理解Linux系統(tǒng)調(diào)用

fork系統(tǒng)調(diào)用過程

和普通系統(tǒng)系統(tǒng)調(diào)用對比

正常的?個系統(tǒng)調(diào)?都是陷?內(nèi)核態(tài)，再返回到?戶態(tài)，然后繼續(xù)執(zhí)?系統(tǒng)調(diào)?后的下?條指令。

fork和其他系統(tǒng)調(diào)?不同之處是它在陷?內(nèi)核態(tài)之后有兩次返回，第?次返回到原來的?進程的位置繼續(xù)向下執(zhí)?，這和其他的系統(tǒng)調(diào)?是?樣的。

在?進程中fork也返回了?次，會返回到?個特 定的點——ret_from_fork，通過內(nèi)核構(gòu)造的堆棧環(huán)境，它可以正常系統(tǒng)調(diào)?返回到?戶態(tài)

_do_fork系統(tǒng)調(diào)用流程概述

源碼在/linux/kernel/fork.c目錄下，由于代碼太多，只是大概了解

long _do_fork(struct kernel_clone_args *args) {

.....

//復制進程描述符和執(zhí)?時所需的其他數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

p = copy_process(NULL, trace, NUMA_NO_NODE, args);

......

wake_up_new_task(p);//將?進程添加到就緒隊列

.......

return nr;//返回?進程pid(?進程中fork返回值為?進程的pid)

}

_do_fork

copy_process 復制進程描述符和執(zhí)?時所需的其他數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

dup_task_struct 復制進程描述符task_struct、創(chuàng)建內(nèi)核堆棧等

copy_thread_tls 初始化?進程內(nèi)核棧和thread

wake_up_new_task 將?進程添加到就緒隊列

系統(tǒng)調(diào)用返回

總的來說，進程的創(chuàng)建過程?致是?進程通過fork系統(tǒng)調(diào)?進?內(nèi)核_do_fork函數(shù)，如圖所示復制進程描述符及相關進程 資源(采?寫時復制技術)、分配?進程的內(nèi)核堆棧并對內(nèi)核堆棧和thread等進程關鍵上下?進?初始化，最后將?進程 放?就緒隊列，fork系統(tǒng)調(diào)?返回；??進程則在被調(diào)度執(zhí)?時根據(jù)設置的內(nèi)核堆棧和thread等進程關鍵上下?開始執(zhí)?。

普通系統(tǒng)調(diào)用和fork子進程內(nèi)核堆棧對比

fork系統(tǒng)調(diào)用子進程的內(nèi)核堆棧和普通系統(tǒng)調(diào)用堆棧相比多了一個，inactive_task_frame，該結(jié)構(gòu)主要用于進程切換過程。

fork系統(tǒng)調(diào)用實驗

編寫程序，使用fork() 函數(shù)

#include

#include

#include

#include

#include

int main(int argc, char* argv[])

{

int pid;

pid = fork();

if(pid<0)

{

//error

fprintf(stderr,"For Failed");

exit(-1);

}

else if(pid==0)

{

//child

printf("this is child process \n");

}

else

{

//parent

printf("this is Parent process \n");

wait(NULL);

printf("child complete \n");

}

return 0;

}

編譯后執(zhí)行

gcc -o fork fork.c -static

./fork

反匯編objdump -S fork -o fork.s，查看fock.s中使用的系統(tǒng)調(diào)用為56號，查/linux-5.4.34/arch/x86/entry/syscalls/syscall_64.tbl表得到內(nèi)核函數(shù)__x64_sys_clone

在 /linux/kernel/fork.c中，發(fā)現(xiàn)，__x64_sys_clone是調(diào)用了內(nèi)核中的_do_fork函數(shù)。

開啟虛擬機，在__x64_sys_clone ，_do_fork，cpoy_process，dup_task_struct，copy_thread_tls下斷點，shell下運行fork可執(zhí)行文件，查看此時函數(shù)棧

結(jié)果

execve系統(tǒng)調(diào)用

圖示

和普通系統(tǒng)系統(tǒng)調(diào)用對比

當前的可執(zhí)?程序在執(zhí)?，執(zhí)?到execve系統(tǒng)調(diào)?時陷?內(nèi)核態(tài)，在內(nèi)核???do_execve加載可執(zhí)??件，把當前進程的可執(zhí)?程序給覆蓋掉。當execve系統(tǒng)調(diào)?返回 時，返回的已經(jīng)不是原來的那個可執(zhí)?程序了，?是新的可執(zhí)?程序。

execve返回的是新的可執(zhí)?程序執(zhí)?的起點，靜態(tài)鏈接的可執(zhí)??件也就是main函數(shù)的?致位置，動態(tài)鏈接的可執(zhí)??件還需 要ld鏈接好動態(tài)鏈接庫再從main函數(shù)開始執(zhí)?。

Linux系統(tǒng)?般會提供了execl、execlp、execle、execv、execvp和execve等6個?以加載執(zhí)? ?個可執(zhí)??件的庫函數(shù)，這些庫函數(shù)統(tǒng)稱為exec函數(shù)，差異在于對命令?參數(shù)和環(huán)境變量參數(shù) 的傳遞?式不同。

exec函數(shù)都是通過execve系統(tǒng)調(diào)?進?內(nèi)核，對應的系統(tǒng)調(diào)?內(nèi)核處理函數(shù)為sys_execve或__x64_sys_execve，它們都是通過調(diào)?do_execve來具體執(zhí)?加載可執(zhí)??件的 ?作。

整體的調(diào)?的遞進關系為：

sys_execve()或__x64_sys_execve -> // 內(nèi)核處理函數(shù)

do_execve() –> // 系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)

do_execveat_common() -> // 系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)

__do_execve_?le ->

exec_binprm()-> // 根據(jù)讀入文件頭部，尋找該文件的處理函數(shù)

search_binary_handler() ->

load_elf_binary() -> // 加載elf文件到內(nèi)存中

start_thread() // 開始新進程

進程切換

進程切換時機

?戶進程上下?中主動調(diào)?特定的系統(tǒng)調(diào)?進?中斷上下?，系統(tǒng)調(diào)?返回 ?戶態(tài)之前進?進程調(diào)度。

內(nèi)核線程或可中斷的中斷處理程序，執(zhí)?過程中發(fā)?中斷進?中斷上下?， 在中斷返回前進?進程調(diào)度。

內(nèi)核線程主動調(diào)?schedule函數(shù)進?進程調(diào)度

進程上下?

?戶地址空間：包括程序代碼、數(shù)據(jù)、?戶堆棧等。 (CR3寄存器代表進程??錄表，即地址空間、數(shù)據(jù))

控制信息：進程描述符(thread)、內(nèi)核堆棧(sp寄存器)等。

進程的CPU上下?，相關寄存器的值(指令指針寄存器ip代表進程的CPU上下?)。

進程切換過過程

切換?全局?錄(CR3)以安裝?個新的地址空間，這樣不同進程的虛擬地 址如0x8048400(32位x86)就會經(jīng)過不同的?表轉(zhuǎn)換為不同的物理地址。

切換內(nèi)核態(tài)堆棧和進程的CPU上下?，因為進程的CPU上下?提供了內(nèi)核執(zhí) ?新進程所需要的所有信息，包含所有CPU寄存器狀態(tài)。

核心代碼

((last) = __switch_to_asm((prev), (next)));

ENTRY(__switch_to_asm)

pushq %rbp

pushq %rbx

pushq %r12

pushq %r13

pushq %r14

pushq %r15

/* switch stack */

movq %rsp, TASK_threadsp(%rdi)

movq TASK_threadsp(%rsi), %rsp

popq %r15

popq %r14

popq %r13

popq %r12

popq %rbx

popq %rbp

jmp __switch_to END(__switch_to)

__switch_to_asm是在C代碼中調(diào)?的，也就是使?call指令，?這段匯編的結(jié)尾是jmp __switch_to， __switch_to函數(shù)是C代碼最后有個return，也就是ret指令。將__switch_to_asm和__switch_to結(jié)合起來，正好是call指令和ret指令的配對出現(xiàn)。

call指令壓棧RIP寄存器到進程切換前的prev進程內(nèi)核堆棧；?ret指令出棧存?RIP 寄存器的是進程切換之后的next進程的內(nèi)核堆棧棧頂數(shù)據(jù)。

由此完成了進程的切換。

中斷上下文和進程上下文對比

中斷上下文的切換

中斷是由CPU實現(xiàn)的，所以中斷上下?切換過程中最關鍵的棧頂寄存器sp和指令指針寄存器 ip 是由CPU協(xié)助完成的。

進程上下文的切換

進程切換是由內(nèi)核實現(xiàn)的(且一般情況下，進程上下文切換嵌套在中斷中)，所以進程上下?切換過程最關鍵的棧頂寄存器sp切換是通過進程描述符的thread.sp實現(xiàn)的，指令指針 寄存器ip的切換是在內(nèi)核堆棧切換的基礎上巧妙利?call/ret指令實現(xiàn)的。

Linux系統(tǒng)的一般執(zhí)行過程(含中斷與進程切換)

一般函數(shù)調(diào)用框架

(1)正在運?的?戶態(tài)進程X。

(2)發(fā)?中斷(包括異常、系統(tǒng)調(diào)?等)，CPU完成load cs:rip(entry of a speci?c ISR)，即跳轉(zhuǎn)到中斷處理程序??。

(3)中斷上下?切換，具體包括如下?點：

swapgs指令保存現(xiàn)場，可以理解CPU通過swapgs指令給當前CPU寄存器狀態(tài)做了?個快照。

rsp point to kernel stack，加載當前進程內(nèi)核堆棧棧頂?shù)刂返絉SP寄存器。快速系統(tǒng)調(diào)?是由系統(tǒng)調(diào)???處的匯編代碼實現(xiàn)?戶堆棧和內(nèi)核堆棧的切換。

save cs:rip/ss:rsp/r?ags：將當前CPU關鍵上下?壓?進程X的內(nèi)核堆棧，快速系統(tǒng)調(diào)?是由系統(tǒng)調(diào)???處的匯編代碼實現(xiàn)的。

此時完成了中斷上下?切換，即從進程X的?戶態(tài)到進程X的內(nèi)核態(tài)。

(4)中斷處理過程中或中斷返回前調(diào)?了schedule函數(shù)，其中完成了進程調(diào)度算法選擇next進程、進程地址空間切換、以及switch_to關鍵的進程上下?切換等。

(5)switch_to調(diào)?了__switch_to_asm匯編代碼做了關鍵的進程上下?切換。將當前進程X的內(nèi)核堆棧切換到進程調(diào)度算法選出來的next進程(本例假定為進程Y)的內(nèi)核堆棧，并完成了進程上下?所需的指令指針寄存器狀態(tài)切換。之后開始運?進程Y(這?進程Y曾經(jīng)通過以上步驟被切換出去，因此可以從switch_to下??代碼繼續(xù)執(zhí)?)。

(6)中斷上下?恢復，與(3)中斷上下?切換相對應。注意這?是進程Y的中斷處理過程中，?(3)中斷上下?切換是在進程X的中斷處理過程中，因為內(nèi)核堆棧從進程X 切換到進程Y了。

(7)為了對應起?，中斷上下?恢復的最后?步單獨拿出來(6的最后?步即是7)iret - pop cs:rip/ss:rsp/r?ags，從Y進程的內(nèi)核堆棧中彈出(3)中對應的壓棧內(nèi)容。此時完 成了中斷上下?的切換，即從進程Y的內(nèi)核態(tài)返回到進程Y的?戶態(tài)。注意快速系統(tǒng)調(diào)?返回sysret與iret的處理略有不同。

(8)繼續(xù)運??戶態(tài)進程Y。

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的Linux中断与进程切换,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...的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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