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

一、实验目标

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、实验过程

理解task_struct数据结构
进程是处于执行期的程序以及它所管理的资源(如打开的文件、挂起的信号、进程状态、地址空间等等)的总称。

在linux操作系统下,当触发任何一个事件时,系统都将它定义为一个进程,并且给予这个进程一个ID,即PID。

那么如何产生一个进程呢?简单来说就是“执行一个程序或命令”。

Linux内核通过一个被称为进程描述符的task_struct结构体来管理进程,这个结构体包含了一个进程所需的所有信息。

为了管理进程,操作系统必须对每个进程所做的事情进行清楚的描述,为此,操作系统使用数据结构来代表处理不同的实体,这个数据结构就是通常所说的进程描述符或进程控制块(PCB)。

系统调用

一.fork系统调用

在Linux内核中,一般用fork系统调用创建新进程,被创建的进程称之为子进程。linux下fork系统调用是通过_do_fork()来实现的。进程的创建过程大致是父进程通过fork系统调用进入内核_do_fork函数,复制进程描述符以及相关进程资源,为子进程分配内核堆栈,并对内核堆栈和thread等进程关键上下文进行初始化,最后将子进程放入就绪队列,fork系统调用返回。子进程则在被调度执行时根据设置的内核堆栈和thread等进程关键上下文开始执行。具体的过程如下图所示

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

 

 我们知道fork,vfork和clone,do_fork,kernel_thread内核函数都可以创建一个新进程,而且都是通过_do_fork函数来创建的,只是参数有不同罢了,所以我们只需要分析_do_fork函数即可。

 1 long _do_fork(struct kernel_clone_args *args)
 2 {
 3     u64 clone_flags = args->flags;
 4     struct completion vfork;
 5     struct pid *pid;
 6     struct task_struct *p;
 7     int trace = 0;
 8     long nr;
 9 
10     /*
11      * Determine whether and which event to report to ptracer.  When
12      * called from kernel_thread or CLONE_UNTRACED is explicitly
13      * requested, no event is reported; otherwise, report if the event
14      * for the type of forking is enabled.
15      */
16     if (!(clone_flags & CLONE_UNTRACED)) {
17         if (clone_flags & CLONE_VFORK)
18             trace = PTRACE_EVENT_VFORK;
19         else if (args->exit_signal != SIGCHLD)
20             trace = PTRACE_EVENT_CLONE;
21         else
22             trace = PTRACE_EVENT_FORK;
23 
24         if (likely(!ptrace_event_enabled(current, trace)))
25             trace = 0;
26     }
27     p = copy_process(NULL, trace, NUMA_NO_NODE, args);
28     add_latent_entropy();
29 
30     if (IS_ERR(p))
31         return PTR_ERR(p);
32 
33     /*
34      * Do this prior waking up the new thread - the thread pointer
35      * might get invalid after that point, if the thread exits quickly.
36      */
37     trace_sched_process_fork(current, p);
38     pid = get_task_pid(p, PIDTYPE_PID);
39     nr = pid_vnr(pid);
40 
41     if (clone_flags & CLONE_PARENT_SETTID)
42         put_user(nr, args->parent_tid);
43     if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
44         p->vfork_done = &vfork;
45         init_completion(&vfork);
46         get_task_struct(p);
47     }
48     wake_up_new_task(p);
49 
50     /* forking complete and child started to run, tell ptracer */
51     if (unlikely(trace))
52         ptrace_event_pid(trace, pid);
53     if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
54         if (!wait_for_vfork_done(p, &vfork))
55             ptrace_event_pid(PTRACE_EVENT_VFORK_DONE, pid);
56     }
57 
58     put_pid(pid);
59     return nr;
60 }

 

_do_fork函数主要完成了调用copy_process()复制父进程,获得pid,调用wake_up_new_task将子进程加入就绪队列等待调度执行等。copy_process()具体函数如下:

 

 1 static __latent_entropy struct task_struct *copy_process(
 2 struct pid *pid,
 3 int trace,
 4 int node,
 5 struct kernel_clone_args *args)
 6 {
 7 p = dup_task_struct(current, node);
 8 /* copy all the process information */
 9 shm_init_task(p);
10 11 retval = copy_thread_tls(clone_flags, args->stack, args->stack_size, p,
12 args->tls);
13 14 return p;
15 }

copy_process函数主要完成了调用dup_task_struct复制当前进程描述符task_struct,信息检查,初始化,把进程状态设置为TASK_RUNNING(此时?进程置为就绪态)、采?写时复制技术逐?复制所有其他进程资源、调?copy_thread_tls初始化?进程内核栈、设置子进程pid等。

二.execve系统调用

内核装载可执行程序的过程,实际上是执行一个系统调用的execve,和前面分析的fork系统调用的主要过程是一样的。但是execve这个系统调用还是比较特殊的。当前的可执行程序在执行,执行到execve系统调?时陷?内核态,在内核里面用do_execve加载可执行文件,把当前进程的可执?程序给覆盖掉。当execve系统调?返回时,返回的已经不是原来的那个可执?程序了,而是新的可执?程序。execve返回的是新的可执行程序执行的起点,静态链接的可执行文件也就是main函数的?致位置,动态链接的可执行文件还需要ld链接好动态链接库再从main函数开始执?。

 1 static int exec_binprm(struct linux_binprm *bprm)
 2 {
 3     pid_t old_pid, old_vpid;
 4     int ret;
 5 
 6     /* Need to fetch pid before load_binary changes it */
 7     old_pid = current->pid;
 8     rcu_read_lock();
 9     old_vpid = task_pid_nr_ns(current, task_active_pid_ns(current->parent));
10     rcu_read_unlock();
11 
12     ret = search_binary_handler(bprm);
13     if (ret >= 0) {
14         audit_bprm(bprm);
15         trace_sched_process_exec(current, old_pid, bprm);
16         ptrace_event(PTRACE_EVENT_EXEC, old_vpid);
17         proc_exec_connector(current);
18     }
19 
20     return ret;
21 }

以上是其中exec_binprm,它实际执行了文件,关键是调用search_binary_handler,它对formats链表进行了逐个扫描,并尽力应用每个元素的load_binary方法。找到对应的可执行文件的时候,会调用load_elf_binary()函数来加载新的可执行文件,并最后调用start_thread()开始执行。在执行完成后返回用户进程时,会将new_ip和new_sp赋值给ip和sp指针。

三.fork,execve和普通的系统调用

正常的?个系统调?都是陷?内核态,再返回到?户态,然后继续执?系统调?后的下?条指令。fork和其他系统调用不同之处是它在陷?内核态之后有两次返回,第?次返回到原来的父进程的位置继续向下执行,这和其他的系统调?是?样的。在子进程中fork也返回了?次,会返回到?个特定的点——ret_from_fork,通过内核构造的堆栈环境,它可以正常系统调?返回到用户态,所以它稍微特殊?点。

同样,execve也?较特殊。当前的可执行程序在执行,执行到execve系统调?时陷?内核态,在内核???do_execve加载可执行文件,把当前进程的可执?程序给覆盖掉。当execve系统调?返回时,返回的已经不是原来的那个可执行程序了,而是新的可执行程序。execve返回的是新的可执?程序执?的起点,静态链接的可执行文件也就是main函数的?致位置,动态链接的可执行?件还需要ld链接好动态链接库再从main函数开始执行。

四.分析Linux系统的一般执行过程

(1)正在用户空间运行进程X

(2)发生中断(包括异常、系统调用等)

(3)保存现场,此时完成了中断上下文切换,即从进程X的?户态到进程X的内核态

(4)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进程的内核堆栈(假定为进程Y),并完成了进程上下文所需的EIP等寄存器状态切换

(5)开始运行进程Y

(6)中断上下文恢复

(7)中断上下文的切换,即从进程Y的内核态返回到进程Y的用户态

(8)继续运行户态进程Y

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