一、实验要求
结合中断上下文切换和进程上下文切换分析Linux内核的一般执行过程
- 以fork和execve系统调用为例分析中断上下文的切换
- 分析execve系统调用中断上下文的特殊之处
- 分析fork子进程启动执行时进程上下文的特殊之处
- 以系统调用作为特殊的中断，结合中断上下文切换和进程上下文切换分析Linux系统的一般执行过程
二、系统调用的相关知识
1 内核态和用户态
内核态：当一个任务（进程）执行系统调用而陷入内核代码中执行时，称进程处于内核运行态（内核态）。此时处理器处于特权级最高的（0级）内核代码中执行。当进程处于内核态时，执行的内核代码会使用当前进程的内核栈。每个进程都有自己的内核栈。
用户态：当进程在执行用户自己的代码时，则称其处于用户运行态（用户态）。此时处理器在特权级最低的（3级）用户代码中运行。当正在执行用户程序而突然呗中断程序中断时，此时用户程序也可以象征性地称为处于进程的内核态。因为中断处理程序将使用当前进程的内核态。
2 进程上下文与中断上下文
程序在执行过程中，通常有用户态和内核态两种状态，CPU处于内核态根据上下文环境进一步细分，因此有了下面三种状态：
- 内核态，运行于进程上下文，内核代表进程运行于内核空间。
- 内核态，运行于中断上下文，内核代表硬件运行于内核空间。
- 用户态，运行于用户空间。
上下文简单来说就是一个环境。用户空间的应用程序，通过系统调用，进入内核空间，这个时候用户空间的进程要传递很多变量、参数的值给内核，内核态运行的时候也要保存用户进程的一些寄存器值、变量等。所谓的进程上下文，可以看作是用户进程传递给内核的这些参数以及内核要保存的那一整套的变量和寄存器的值和当时的环境等。
相对于进程而言，就是进程执行时的环境。具体来说就是各个变量和数据，包括所有的寄存器变量，进程打开的文件，内存信息等。一个进程的上下文可以分为三个部分：用户级上下文、寄存器上下文以及系统级上下文
- 用户级上下文：正文、数据、用户堆栈以及共享存储区；
- 寄存器上下文：通用寄存器、程序寄存器（IP）、处理器状态寄存器、栈指针；
- 系统级上下文：进程控制块、内存管理信息、内核栈。
当发生进程调度时，进行进程切换就是上下文切换(context switch).操作系统必须对上面提到的全部信息进行切换，新调度的进程才能运行。而系统调用进行的模式切换(mode switch)。模式切换与进程切换比较起来，容易很多，而且节省时间，因为模式切换最主要的任务只是切换进程寄存器上下文的切换。
硬件通过触发信号，导致内核调用中断处理程序，进入内核空间。这个过程中，硬件的 一些变量和参数也要传递给内核，内核通过这些参数进行中断处理。所谓的“ 中断上下文”，其实也可以看作就是硬件传递过来的这些参数和内核需要保存的一些其他环境（主要是当前被打断执行的进程环境）。中断时，内核不代表任何进程运行，它一般只访问系统空间，而不会访问进程空间，内核在中断上下文中执行时一般不会阻塞。
三、fork系统调用
fork系统调用用于创建一个新进程，称为子进程，它与进程（称为系统调用fork的进程）同时运行，此进程称为父进程。创建新的子进程后，两个进程将执行fork（）系统调用之后的下一条指令。子进程使用相同的pc（程序计数器），相同的CPU寄存器，在父进程中使用的相同打开文件。它不需要参数并返回一个整数值。下面是fork（）返回的不同值。一个现有进程可以调用fork函数创建一个新进程。由fork创建的新进程被称为子进程（child process）。fork函数被调用一次但返回两次。两次返回的唯一区别是子进程中返回0值而父进程中返回子进程ID。子进程是父进程的副本，它将获得父进程数据空间、堆、栈等资源的副本。注意，子进程持有的是上述存储空间的“副本”，这意味着父子进程间不共享这些存储空间。UNIX将复制父进程的地址空间内容给子进程，因此，子进程有了独立的地址空间。在不同的UNIX (Like)系统下，我们无法确定fork之后是子进程先运行还是父进程先运行，这依赖于系统的实现。所以在移植代码的时候我们不应该对此作出任何的假设。
下面以一个简单的代码来说明fork函数：
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
int mian(void){
fork();
printf("hello");
return 0;
}
这个代码将会有两个hello的输出，其中一个是main进程的输出另外一个是fork（）调用之后生成的子进程的输出。 linux下fork系统调用是通过do_fork来实现的，具体过程如下：首先是用户程序调用fork（），然后是库函数fork（），系统调用fork（通过系统调用号），通过sys_call_table中寻到sys_fork()的函数地址，调用sys_fork,最后调用do_fork()。
四、execve系统调用
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 将保持不变。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() 变身为运行指定程序的进程。 例如，当用户在 Shell 下输入一条命令启动指定程序时，Shell 就是先 fork() 了自身进程，然后在子进程中使用 execve() 来运行指定的程序。
execve() 系统调用的函数原型为：
int execve(const char *filename, char *const argv[], char *const envp[]);
filename 用于指定要运行的程序的文件名，argv 和 envp 分别指定程序的运行参数和环境变量。除此之外，该系列函数还有很多变体，它们执行大体相同的功能，区别在于需要的参数不同，包括 execl、execlp、execle、execv、execvp、execvpe 等。需要注意的是，exec 系列函数的返回值只在遇到错误的时候才有意义。如果新程序成功地被执行，那么当前进程的所有数据就都被新进程替换掉了，所以永远也不会有任何返回值。对于已打开文件的处理，在 exec() 系列函数执行之前，应该确保全部关闭。因为 exec() 调用之后，当前进程就完全变身成另外一个进程了，老进程的所有数据都不存在了。如果 exec() 调用失败，当前打开的文件状态应该被保留下来。让应用层处理这种情况会非常棘手，而且有些文件可能是在某个库函数内部打开的，应用对此并不知情，更谈不上正确地维护它们的状态了。所以，对于执行 exec() 函数的应用，应该总是使用内核为文件提供的执行时关闭标志（FD_CLOEXEC）。设置了该标志之后，如果 exec() 执行成功，文件就会被自动关闭；如果 exec() 执行失败，那么文件会继续保持打开状态。使用系统调用 fcntl() 可以设置该标志。
execve系统调用的执行过程：
1.陷入内核；
2.加载新的可执行文件并进行可执行性检查；
3.将新的可执行文件映射到当前运行进程的进程空间中，并覆盖原来的进程数据；
4.将EIP的值设置为新的可执行程序的入口地址。如果可执行程序是静态链接的程序，或不需要其他的动态链接库，则新的入口地址就是新的可执行文件的main函数地址；如果可执行程序还需要其他的动态链接库，则入口地址是加载器ld的入口地址；
5.返回用户态，程序从新的EIP出开始继续往下执行。至此，老进程的上下文已经被新的进程完全替代了，但是进程的PID还是原来的。从这个角度来看，新的运行进程中已经找不到原来的对execve调用的代码了，所以execve函数的一个特别之处是他从来不会成功返回，而总是实现了一次完全的变身。
sys_execve的核心是调用do_execve函数，传给do_execve的第一个参数是已经拷贝到内核空间的路径名filename，第二个和第三个参数仍然是系统调用execve的第二个参数argv和第三个参数envp，它们代表的传给可执行文件的参数和环境变量仍然保留在用户空间中。
五、总结
Linux内核的一般执行过程
（1）A进程运行
（2）发生中断
（3）swapgs保存现场，切换到A进程内核空间（加载内核栈栈顶到rsp寄存器）
（4）执行进程调度算法，中断返回前调用schedule函数来完成
（5）调用switch_to完成上下文切换
（6）恢复上下文
（7）此时已切换到进程B运行