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 ZINGG

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

完成一篇博客总结分析Linux系统的一般执行过程，以期对Linux系统的整体运作形成一套逻辑自洽的模型，并能将所学的各种OS和Linux内核知识/原理融通进模型中。

实验内容

fork分析

fork系统调用用于创建一个新进程，称为子进程，它与进行fork()调用的进程(父进程)并发运行。创建新的子进程后，两个进程都将执行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，相同的打开文件，这些文件在父进程中使用。fork和一般的系统调用相比，其特殊之处在于，一次系统调用有两次返回：进程通过fork系统调用在内核里面变成了父子两个进程，两个进程均从fork()返回，其中父进程返回子进程id，子进程返回0（成功的情况下）。

 

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

核心部分do_fork:

long _do_fork(struct kernel_clone_args *args)
{
        u64 clone_flags = args->flags;
        struct completion vfork;
        struct pid *pid;
        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 (args->exit_signal != SIGCHLD)
                        trace = PTRACE_EVENT_CLONE;
                else
                        trace = PTRACE_EVENT_FORK;

                if (likely(!ptrace_event_enabled(current, trace)))
                        trace = 0;
        }

        p = copy_process(NULL, trace, NUMA_NO_NODE, args);
        add_latent_entropy();

        if (IS_ERR(p))
                return PTR_ERR(p);

        /*
         * Do this prior waking up the new thread - the thread pointer
         * might get invalid after that point, if the thread exits quickly.
         */
        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, args->parent_tid);

        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);
        return nr;
}

其中，重点部分为copy_process:

static __latent_entropy struct task_struct *copy_process(
                    struct pid *pid,
                    int trace,
                    int node,
                    struct kernel_clone_args *args)
{
    ...
    p = dup_task_struct(current, node);
    ...
    /* copy all the process information */
    shm_init_task(p);
    retval = security_task_alloc(p, clone_flags);
    if (retval)
        goto bad_fork_cleanup_audit;
    retval = copy_semundo(clone_flags, p);
    if (retval)
        goto bad_fork_cleanup_security;
    retval = copy_files(clone_flags, p);
    if (retval)
        goto bad_fork_cleanup_semundo;
    retval = copy_fs(clone_flags, p);
    if (retval)
        goto bad_fork_cleanup_files;
    retval = copy_sighand(clone_flags, p);
    if (retval)
        goto bad_fork_cleanup_fs;
    retval = copy_signal(clone_flags, p);
    if (retval)
        goto bad_fork_cleanup_sighand;
    retval = copy_mm(clone_flags, p);
    if (retval)
        goto bad_fork_cleanup_signal;
    retval = copy_namespaces(clone_flags, p);
    if (retval)
        goto bad_fork_cleanup_mm;
    retval = copy_io(clone_flags, p);
    if (retval)
        goto bad_fork_cleanup_namespaces;
    retval = copy_thread_tls(clone_flags, args->stack, args->stack_size, p,
                 args->tls);  
    if (retval)
        goto bad_fork_cleanup_io;
    ...
    return p;
    ...

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，复制进程描述符及相关进程资源、分配子进程的內核堆栈并对內核堆栈和 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；而子进程则在被调度执行时根据设置的內核堆栈和thread等进程关键上下文开始执行。如下图所示：

execve分析

fork系统调用创建一个新进程。fork()创建的新进程是当前进程(返回值除外)的副本。exec()系统调用用新程序替换当前进程。Linux系统⼀般会提供了execl、 execlp、 execle、 execv、 execvp和execve等库函数⽤以加载执⾏⼀个可执⾏⽂件的库函数，这些库函数统称为exec函数，差异在于对命令⾏参数和环境变量参数的传递⽅式不同。 exec函数都是通过execve系统调⽤进⼊内核，对应的系统调⽤内核处理函数为__x64_sys_execve，它们都是通过调⽤do_execve来具体执⾏加载可执⾏⽂件的⼯作。

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主要包括如下过程：

　　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。

  execve的特殊之处在于，需要通过修改原来的中断上下文，使得系统调用返回后能够指向新的可执行程序的入口。

分析linux的一般执行过程

Linux内核工作在进程上下文或者中断上下文。提供系统调用服务的内核代码代表发起系统调用的应用程序运行在进程上下文。linux运行过程伴随着创建、切换进程，以从X进程切换到Y进程为例，大致过程如下：

（1）当正在运行的用户态进程发生中断(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。

（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:
 　　1.swapgs指令保存现场即保存当前CPU寄存器状态。
 　　2.rsp point to kernel stack,加载当前进程内核堆栈栈顶地址到RSP寄存器。
 　　3.save cs:rip/ss:rsp/rflags:将当前CPU关键上下文压入中断进程的内核堆栈,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,即从中断进程的用户态到内核态。

（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文切换。将当前进程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,

（6）并完成了进程上下文所需的指令指针寄存器状态切换。之后开始运行切换进程。中断上下文恢复,与中断上下文切换相对应。

（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）为了对应起⻅，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。

其中，进程上下文，就是一个进程在执行的时候，CPU的所有寄存器中的值、进程的状态以及堆栈中的内容，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，即保存当前进程的进程上下文，以便再次执行该进程时，能够恢复切换时的状态，继续执行。用户空间的进程要传递很多变量、参数给内核，内核也要保存用户进程的一些寄存器、变量等，以便系统调用结束后回到用户空间继续执行。

而中断上下文，为硬件传递过来的这些参数和内核需要保存的一些环境，主要是被中断的进程的环境。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。