第一部分 实验
- 增加fork命令，运行MenuOS 如下：
- 设置断点：
- 跟踪调试过程：
停在的do_fork（）的位置上
停在copy_process
停在dup_task_struct
停在copy_thread
第二部分 代码分析
SYSCALL_DEFINE0(fork)
{
#ifdef CONFIG_MMU
return do_fork(SIGCHLD, 0, 0, NULL, NULL);
#else
return -EINVAL;
#endif
}
SYSCALL_DEFINE0(vfork)
{
return do_fork(CLONE_VFORK | CLONE_VM | SIGCHLD, 0,
0, NULL, NULL);
}
#ifdef __ARCH_WANT_SYS_CLONE
#ifdef CONFIG_CLONE_BACKWARDS
SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp,
int __user *, parent_tidptr,
int, tls_val,
int __user *, child_tidptr)
#elif defined(CONFIG_CLONE_BACKWARDS2)
SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, newsp, unsigned long, clone_flags,
int __user *, parent_tidptr,
int __user *, child_tidptr,
int, tls_val)
#elif defined(CONFIG_CLONE_BACKWARDS3)
SYSCALL_DEFINE6(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp,
int, stack_size,
int __user *, parent_tidptr,
int __user *, child_tidptr,
int, tls_val)
#else
SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp,
int __user *, parent_tidptr,
int __user *, child_tidptr,
int, tls_val)
#endif
{
return do_fork(clone_flags, newsp, 0, parent_tidptr, child_tidptr);
}
#endif
通过上面的代码可以看出 fork、vfork 和 clone 3个系统调用和kernel_thread内核函数都可以创建一个新进程，而且都是通过 do_fork 函数来创建进程的，只不过传递的参数不同。
进程创建的主要过程
首先了解一下do_fork () 的参数：
- clone_flags：子进程创建相关标志，通过此标志可以对父进程的资源进行有选择的复制。
- stack_start：子进程用户态堆栈的地址。
- regs：指向 pt_regs 结构体（当系统发生系统调用时，pt_regs 结构体保存寄存器中的值并按顺序压入内核栈）的指针。
- stack_size：用户态栈的大小，通常是不必要的，总被设置为0。
- parent_tidptr 和 child_tidptr：父进程、子进程用户态下 pid 地址。
下面是精简后的do_fork函数体关键代码：
struct task_struct *p; //创建进程描述符指针
int trace = 0;
long nr; //子进程pid
...
p = copy_process(clone_flags, stack_start, stack_size,
child_tidptr, NULL, trace); //创建子进程的描述符和执行时所需的其他数据结构
if (!IS_ERR(p)) //如果 copy_process 执行成功
struct completion vfork; //定义完成量（一个执行单元等待另一个执行单元完成某事）
struct pid *pid;
...
pid = get_task_pid(p, PIDTYPE_PID); //获得task结构体中的pid
nr = pid_vnr(pid); //根据pid结构体中获得进程pid
...
// 如果 clone_flags 包含 CLONE_VFORK 标志，就将完成量 vfork 赋值给进程描述符中的vfork_done字段，此处只是对完成量进行初始化
if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
p->vfork_done = &vfork;
init_completion(&vfork);
get_task_struct(p);
}
wake_up_new_task(p); //将子进程添加到调度器的队列，使之有机会获得CPU
/* forking complete and child started to run, tell ptracer */
...
// 如果 clone_flags 包含 CLONE_VFORK 标志，就将父进程插入等待队列直至程直到子进程释调用exec函数或退出，此处是具体的阻塞
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); //错误处理
}
return nr; //返回子进程pid（父进程的fork函数返回的值为子进程pid的原因）
}
do_fork()主要完成了调用 copy_process() 复制父进程信息、获得pid、调用 wake_up_new_task 将子进程加入调度器队列等待获得分配 CPU资源运行、通过 clone_flags 标志做一些辅助工作。其中 copy_process()是创建一个进程内容的主要的代码。
下面分析copy_process（）函数是如何复制父进程的。下面是精简后的代码：
static struct task_struct *copy_process(unsigned long clone_flags,
unsigned long stack_start,
unsigned long stack_size,
int __user *child_tidptr,
struct pid *pid,
int trace)
{
int retval;
struct task_struct *p;
...
retval = security_task_create(clone_flags);//安全性检查
...
p = dup_task_struct(current); //复制PCB,为子进程创建内核栈、进程描述符
ftrace_graph_init_task(p);
···
retval = -EAGAIN;
// 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;
}
...
// 检查进程数量是否超过 max_threads，后者取决于内存的大小
if (nr_threads >= max_threads)
goto bad_fork_cleanup_count;
if (!try_module_get(task_thread_info(p)->exec_domain->module))
goto bad_fork_cleanup_count;
...
spin_lock_init(&p->alloc_lock); //初始化自旋锁
init_sigpending(&p->pending); //初始化挂起信号
posix_cpu_timers_init(p); //初始化CPU定时器
···
retval = sched_fork(clone_flags, p); //初始化新进程调度程序数据结构，把新进程的状态设置为TASK_RUNNING,并禁止内核抢占
...
// 复制所有的进程信息
shm_init_task(p);
retval = copy_semundo(clone_flags, p);
...
retval = copy_files(clone_flags, p);
...
retval = copy_fs(clone_flags, p);
...
retval = copy_sighand(clone_flags, p);
...
retval = copy_signal(clone_flags, p);
...
retval = copy_mm(clone_flags, p);
...
retval = copy_namespaces(clone_flags, p);
...
retval = copy_io(clone_flags, p);
...
retval = copy_thread(clone_flags, stack_start, stack_size, p);// 初始化子进程内核栈
...
//若传进来的pid指针和全局结构体变量init_struct_pid的地址不相同，就要为子进程分配新的pid
if (pid != &init_struct_pid) {
retval = -ENOMEM;
pid = alloc_pid(p->nsproxy->pid_ns_for_children);
if (!pid)
goto bad_fork_cleanup_io;
}
...
p->pid = pid_nr(pid); //根据pid结构体中获得进程pid
//若 clone_flags 包含 CLONE_THREAD标志，说明子进程和父进程在同一个线程组
if (clone_flags & CLONE_THREAD) {
p->exit_signal = -1;
p->group_leader = current->group_leader; //线程组的leader设为子进程的组leader
p->tgid = current->tgid; //子进程继承父进程的tgid
} else {
if (clone_flags & CLONE_PARENT)
p->exit_signal = current->group_leader->exit_signal;
else
p->exit_signal = (clone_flags & CSIGNAL);
p->group_leader = p; //子进程的组leader就是它自己
p->tgid = p->pid; //组号tgid是它自己的pid
}
...
if (likely(p->pid)) {
ptrace_init_task(p, (clone_flags & CLONE_PTRACE) || trace);
init_task_pid(p, PIDTYPE_PID, pid);
if (thread_group_leader(p)) {
...
// 将子进程加入它所在组的哈希链表中
attach_pid(p, PIDTYPE_PGID);
attach_pid(p, PIDTYPE_SID);
__this_cpu_inc(process_counts);
} else {
...
}
attach_pid(p, PIDTYPE_PID);
nr_threads++; //增加系统中的进程数目
}
...
return p; //返回被创建的子进程描述符指针P
...
}
copy_process 主要完成了调用 dup_task_struct 复制当前的进程（）父进程描述符 task_struct、信息检查、初始化、把进程状态设置为 TASK_RUNNING（此时子进程置为就绪态）、采用写时复制技术逐一复制所有其他进程资源、调用 copy_thread 初始化子进程内核栈、设置子进程pid。其中比较关键的是dup_task_struct复制当前进程（父进程）描述符task_struct和copy_thread初始化子进程内核栈。
下面具体看dup_task_struct和copy_thread。
如下为dup_task_struct精简后的代码：
static struct task_struct *dup_task_struct(struct task_struct *orig)
{
struct task_struct *tsk;
struct thread_info *ti;
int node = tsk_fork_get_node(orig);
int err;
tsk = alloc_task_struct_node(node); //为子进程创建进程描述符
...
ti = alloc_thread_info_node(tsk, node); //实际上是创建了两个页，一部分用来存放 thread_info，一部分就是内核堆栈
...
err = arch_dup_task_struct(tsk, orig); //复制父进程的task_struct信息
...
tsk->stack = ti; // 将栈底的值赋给新结点的stack
setup_thread_stack(tsk, orig);//对子进程的thread_info结构进行初始化(复制父进程的thread_info 结构，然后将 task 指针指向子进程的进程描述符)
...
return tsk; // 返回新创建的进程描述符指针
...
}
如下为copy_thread精简后的代码：
int copy_thread(unsigned long clone_flags, unsigned long sp,
unsigned long arg, struct task_struct *p)
{
struct pt_regs *childregs = task_pt_regs(p);
struct task_struct *tsk;
int err;
p->thread.sp = (unsigned long) childregs;
p->thread.sp0 = (unsigned long) (childregs+1);
memset(p->thread.ptrace_bps, 0, sizeof(p->thread.ptrace_bps));
if (unlikely(p->flags & PF_KTHREAD)) {
/* kernel thread */
memset(childregs, 0, sizeof(struct pt_regs));
p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_kernel_thread; //如果创建的是内核线程，则从ret_from_kernel_thread开始执行
task_user_gs(p) = __KERNEL_STACK_CANARY;
childregs->ds = __USER_DS;
childregs->es = __USER_DS;
childregs->fs = __KERNEL_PERCPU;
childregs->bx = sp; /* function */
childregs->bp = arg;
childregs->orig_ax = -1;
childregs->cs = __KERNEL_CS | get_kernel_rpl();
childregs->flags = X86_EFLAGS_IF | X86_EFLAGS_FIXED;
p->thread.io_bitmap_ptr = NULL;
return 0;
}
*childregs = *current_pt_regs();//复制内核堆栈（复制父进程的寄存器信息，即系统调用SAVE_ALL压栈的那一部分内容）
childregs->ax = 0; //子进程的eax置为0，所以fork的子进程返回值为0
...
p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_fork;//ip指向 ret_from_fork，子进程从此处开始执行
task_user_gs(p) = get_user_gs(current_pt_regs());
...
return err;
总的来说，进程的创建过程大致是复制进程描述符、一一复制其他进程资源（采用写时复制技术）、分配子进程的内核堆栈并对内核堆栈关键信息进行初始化。
第三部分 课本知识
Linux进程运行状态
- 运行状态（TASK_RUNNING）
当进程正在被CPU执行，或已经准备就绪随时可由调度程序执行，则称该进程为处于运行状态（running）。进程可以在内核态运行，也可以在用户态运行。当系统资源已经可用时，进程就被唤醒而进入准备运行状态，该状态称为就绪态。这些状态（图中中间一列）在内核中表示方法相同，都被成为处于TASK_RUNNING状态。 - 可中断睡眠状态（TASK_INTERRUPTIBLE）
当进程处于可中断等待状态时，系统不会调度该进行执行。当系统产生一个中断或者释放了进程正在等待的资源，或者进程收到一个信号，都可以唤醒进程转换到就绪状态（运行状态）。 - 暂停状态（TASK_STOPPED）
当进程收到信号SIGSTOP、SIGTSTP、SIGTTIN或SIGTTOU时就会进入暂停状态。可向其发送SIGCONT信号让进程转换到可运行状态。 - 僵死状态（TASK_ZOMBIE）
当进程已停止运行，但其父进程还没有询问其状态时，则称该进程处于僵死状态。 - 不可中断睡眠状态（TASK_UNINTERRUPTIBLE）
与可中断睡眠状态类似。但处于该状态的进程只有被使用wake_up()函数明确唤醒时才能转换到可运行的就绪状态。
当一个进程的运行时间片用完，系统就会使用调度程序强制切换到其它的进程去执行。另外，如果进程在内核态执行时需要等待系统的某个资源，此时该进程就会调用
sleep_on()或sleep_on_interruptible()自愿地放弃CPU的使用权，而让调度程序去执行其它进程。进程则进入睡眠状
态（TASK_UNINTERRUPTIBLE或TASK_INTERRUPTIBLE）。
只有当进程从“内核运行态”转移到“睡眠状态”时，内核才会进行进程切换操作。在内核态下运行的进程不能被其它进程抢占，而且一个进程不能改变另一个进程的状态。为了避免进程切换时造成内核数据错误，内核在执行临界区代码时会禁止一切中断。