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

Posted 2020-12-10 mmm123

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

       1.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();

 

     二.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。下面的这幅图片是我在网上找到的一张关于doexece执行过程总结的很全面的图

 

    三.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  

     当用户态的进程调用一个系统调用时，CPU切换到内核态并开始执行一个内核函数。在X86体系中，可以通过两种不同的方式进入系统调用：执行int $0x80汇编命令和执行sysenter汇编命令。后者是Intel在PentiumII中引入的指令，内核从2.6版本开始支持这条命令。本文将集中讨论以int $0x80方式进入系统调用的过程。通过int $0x80方式调用系统调用实际上是用户进程产生一个中断向量号为0x80的软中断。当用户态进程发出int $0x80指令时，CPU将从用户态切换到内核态并开始执行system_call()。这个函数是通过汇编命令来实现的，它是0x80号软中断对应的中断处理程序。对于所有系统调用来说，它们都必须先进入system_call()，也就是所谓的系统调用处理程序。再通过系统调用号跳转到具体的系统调用服务例程处。

    在该函数执行之前，CPU控制单元已经将eflags、cs、eip、ss和esp寄存器的值自动保存到该进程对应的内核栈中。随之，在system_call内部首先将存储在eax寄存器中的系统调用号压入栈中。接着执行SAVE_ALL宏。该宏在栈中保存接下来的系统调用可能要用到的所有CPU寄存器。

     通过GET_THREAD_INFO宏获得当前进程的thread_inof结构的地址；再检测当前进程是否被其他进程所跟踪，也就是thread_inof结构中flag字段的_TIF_SYSCALL_TRACE或_TIF_SYSCALL_AUDIT被置1。如果发生被跟踪的情况则转向相应的处理命令处。

     如果系统调用好合法，则跳入相应系统调用号所对应的服务例程当中，也就是在sys_call_table表中找到了相应的函数入口点。由于sys_call_table表的表项占4字节，因此获得服务例程指针的具体方法是将由eax保存的系统调用号乘以4再与sys_call_table表的基址相加。当系统调用服务例程结束时，从eax寄存器中获得当前进程的的返回值，并把这个返回值存放在曾保存用户态eax寄存器值的那个栈单元的位置上。这样，用户态进程就可以在eax寄存器中找到系统调用的返回码。

      1.进程上下文：

       当一个进程在执行时,CPU的所有寄存器中的值、进程的状态以及堆栈中的内容被称为该进程的上下文。当内核需要切换到另一个进程时，它需要保存当前进程的所有状态，即保存当前进程的上下文，以便在再次执行该进程时，能够必得到切换时的状态执行下去。在LINUX中，当前进程上下文均保存在进程的任务数据结构中。在发生中断时,内核就在被中断进程的上下文中，在内核态下执行中断服务例程。但同时会保留所有需要用到的资源，以便中断服务结束时能恢复被中断进程的执行。

      2.上下文切换

      上下文切换 (context switch) , 其实际含义是任务切换, 或者CPU寄存器切换。当多任务内核决定运行另外的任务时, 它保存正在运行任务的当前状态, 也就是CPU寄存器中的全部内容。这些内容被保存在任务自己的堆栈中, 入栈工作完成后就把下一个将要运行的任务的当前状况从该任务的栈中重新装入CPU寄存器, 并开始下一个任务的运行, 这一过程就是context switch。

      3.以系统调用为例分析linux上下文切换的过程

（1）正在运行的⽤户态进程X。

（2）发生中断（包括异常、系统调用等），CPU完成load cs:rip(entry of a specific ISR)，即跳转到中断处理程序⼊⼝。

（3）中断上下文切换，具体包括如下⼏点：

　　  swapgs指令保存现场，可以理解CPU通过swapgs指令给当前CPU寄存器状态做了⼀个快照。

　　  rsp point to kernel stack，加载当前进程内核堆栈栈顶地址到RSP寄存器。快速系统调⽤是由系统调用入口处的汇编代码实现⽤户堆栈和内核堆栈的切换。

　　  save cs:rip/ss:rsp/rflags：将当前CPU关键上下⽂压⼊进程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⽂切换，即从进程X的⽤户态到进程X的内核态。

（4）中断处理过程中或中断返回前调⽤了schedule函数，其中完成了进程调度算法选择next进程、进程地址空间切换、以及switch_to关键的进程上下⽂切换等。

（5）switch_to调用了__switch_to_asm汇编代码做了关键的进程上下问文切换。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（本例假定为进程Y）的内核堆栈，并完成了进程 上下⽂所需的指令指针寄存器状态切换。之后开始运⾏进程Y（这⾥进程Y曾经通过以上步骤被切换出去，因此可以从switch_to下⼀⾏代码继续执⾏）。

（6）中断上下文恢复，与（3）中断上下⽂切换相对应。注意这⾥是进程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）为了对应中断上下⽂恢复的最后⼀步单独拿出来（6的最后⼀步即是7）iret - pop cs:rip/ss:rsp/rflags，从Y进程的内核堆栈中弹出（3）中对应的压栈内容。此时完 成了中断上下⽂的切换，              即从进程Y的内核态返回到进程Y的⽤户态。注意快速系统调⽤返回sysret与iret的处理略有不同。

（8）继续运行用户态进程Y。