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
- 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
实验过程
fork系统调用：
fork()函数又叫计算机程序设计中的分叉函数，fork它可以建立一个新进程，把当前的进程分为父进程和子进程，新进程称为子进程，而原进程称为父进程。fork调用一次，返回两次，这两个返回分别带回它们各自的返回值，其中在父进程中的返回值是子进程的PID，而子进程中的返回值则返回 0。因此，可以通过返回值来判定该进程是父进程还是子进程。fork函数将运行着的程序分成2个（几乎）完全一样的进程，每个进程都启动一个从代码的同一位置开始执行的线程。这两个进程中的线程继续执行，就像是两个用户同时启动了该应用程序的两个副本。一个进程，包括代码、数据和分配给进程的资源。fork（）函数通过系统调用创建一个与原来进程几乎完全相同的进程，也就是两个进程可以做完全相同的事，但如果初始参数或者传入的变量不同，两个进程也可以做不同的事。
fork系统调用用于从已存在进程中创建一个新进程，新进程称为子进程，而原进程称为父进程。fork调用一次，返回两次，这两个返回分别带回它们各自的返回值，其中在父进程中的返回值是子进程的进程号，而子进程中的返回值则返回 0。因此，可以通过返回值来判定该进程是父进程还是子进程。使用fork函数得到的子进程是父进程的一个复制品，它从父进程处继承了整个进程的地址空间，包括进程上下文、进程堆栈、内存信息、打开的文件描述符、信号控制设定、进程优先级、进程组号、当前工作目录、根目录、资源限制、控制终端等，而子进程所独有的只有它的进程号、计时器等。因此可以看出，使用fork系统调用的代价是很大的，它复制了父进程中的数据段和堆栈段里的绝大部分内容，使得fork系统调用的执行速度并不很快。
fork()内核处理过程：
do_fork的代码：
long do_fork(unsigned long clone_flags, unsigned long stack_start, unsigned long stack_size, int __user *parent_tidptr, int __user *child_tidptr) { struct task_struct *p; int trace = 0; long nr; /* * Determine whether and which event to report to ptracer. When * called from kernel_thread or CLONE_UNTRACED is explicitly * requested, no event is reported; otherwise, report if the event * for the type of forking is enabled. */ if (!(clone_flags & CLONE_UNTRACED)) { if (clone_flags & CLONE_VFORK) trace = PTRACE_EVENT_VFORK; else if ((clone_flags & CSIGNAL) != SIGCHLD) trace = PTRACE_EVENT_CLONE; else trace = PTRACE_EVENT_FORK; if (likely(!ptrace_event_enabled(current, trace))) trace = 0; } p = copy_process(clone_flags, stack_start, stack_size, child_tidptr, NULL, trace); /* * Do this prior waking up the new thread - the thread pointer * might get invalid after that point, if the thread exits quickly. */ if (!IS_ERR(p)) { struct completion vfork; struct pid *pid; trace_sched_process_fork(current, p); pid = get_task_pid(p, PIDTYPE_PID); nr = pid_vnr(pid); if (clone_flags & CLONE_PARENT_SETTID) put_user(nr, parent_tidptr); if (clone_flags & CLONE_VFORK) { p->vfork_done = &vfork; init_completion(&vfork); get_task_struct(p); } wake_up_new_task(p); /* forking complete and child started to run, tell ptracer */ if (unlikely(trace)) ptrace_event_pid(trace, pid); if (clone_flags & CLONE_VFORK) { if (!wait_for_vfork_done(p, &vfork)) ptrace_event_pid(PTRACE_EVENT_VFORK_DONE, pid); } put_pid(pid); } else { nr = PTR_ERR(p); } return nr; }
整段代码涉及到很多工作的处理，但是整个创建新进程是在上述代码中的copy_process()这个函数实现的。copy_process()函数复制父进程、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。在Linux中，除了0号进程由手工创建外，其他进程都是通过复制已有进程创建而来，而这正是fork的主要工作，具体的任务交由copy_process完成。
copy_process（）的执行逻辑为：
1）调用 dup_task_struct 复制当前进程的task_struct；
2）将新进程相关的数据结构和进程状态初始化；
3）复制父进程信息；
4）调用 copy_thread_tls 初始化子进程内核栈；
5）设置子进程pid；
6）建立亲属关系链接，并将新进程插入全局进程队列 copy_thread_tls: 拷贝父进程系统堆栈内容；
7）执行childregs->ax = 0语句，该代码将子进程的 eax 赋值为0，do_fork返回后会从eax读取返回值，所以为0；
8）执行p->thread.eip = (unsigned long) ret_from_fork;将子进程的 eip 设置为 ret_form_fork 的首地址，因此子进程是从 ret_from_fork 开始执行的。
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。
代码如下：
static int do_execve_common(struct filename *filename,struct user_arg_ptr argv,struct user_arg_ptr envp) { struct linux_binprm *bprm; struct file *file; struct files_struct *displaced; int retval; current->flags &= ~PF_NPROC_EXCEEDED; retval = unshare_files(&displaced); bprm = kzalloc(sizeof(*bprm), GFP_KERNEL); retval = prepare_bprm_creds(bprm); check_unsafe_exec(bprm); current->in_execve = 1; file = do_open_exec(filename); sched_exec(); bprm->file = file; bprm->filename = bprm->interp = filename->name; retval = bprm_mm_init(bprm); bprm->argc = count(argv, MAX_ARG_STRINGS); bprm->envc = count(envp, MAX_ARG_STRINGS); retval = prepare_binprm(bprm); retval = copy_strings_kernel(1, &bprm->filename, bprm); bprm->exec = bprm->p; retval = copy_strings(bprm->envc, envp, bprm); retval = copy_strings(bprm->argc, argv, bprm); <strong>retval = exec_binprm(bprm);</strong> current->fs->in_exec = 0; current->in_execve = 0; acct_update_integrals(current); task_numa_free(current); free_bprm(bprm); putname(filename); if (displaced) put_files_struct(displaced); return retval; }
execve具体的调用过程为：
1.陷入内核
2.加载新的进程，并且将新的进程覆盖原进程的空间
3.将新的进程的入口地址设置为IP值
4.切换回用户态，继续执行原来的进程。
总结：Linux系统的一般执行过程
中断上下文的一般处理过程
1）正在运行的用户态进程Y
2）发生中断——CPU完成load cs:rip(entry of a speci?c ISR)，即跳转到中断处理程序入口。（CPU自动帮我们完成的）
3）中断上下文切换，具体包括如下?点：
swapgs指令保存现场，可以理解CPU通过swapgs指令给当前CPU寄存器状态做了?个快照。
rsp point to kernel stack，加载当前进程内核堆栈栈顶地址到RSP寄存器。快速系统调?是由系统调用入口处的汇编代码实现?户堆栈和内核堆栈的切换。
save cs:rip/ss:rsp/r?ags：将当前CPU关键上下?压?进程X的内核堆栈，快速系统调用是由系统调用入口处的汇编代码实现的。
此时完成了中断上下?切换，即从进程X的?户态到进程X的内核态。
4）中断处理过程中或中断返回前调用了schedule()，其中的switch_to做了关键的进程上下文切换
5）标号1之后开始运行用户态进程Y(这里Y曾经通过以上步骤被切换出去过因此可以从标号1继续执行)
6）restore_all //恢复现场，中断上下文恢复，与（3）中断上下?切换相对应。注意这?是进程Y的中断处理过程中，而（3）中断上下文切换是在进程X的中断处理过程中，因为内核堆栈从进程X切换到进程Y了
7）iret - pop cs:eip/ss:esp/eflags from kernel stack（返回执行的是Y进程曾经发生中断时用户态的下一条指令，恢复现场，恢复不是X进程的现场，而是曾经保存的Y进程现场）
8）继续运行用户态进程Y