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 2020-12-13 wonderfuleight

一、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

二、fork系统调用过程

2.1 理论分析

fork系统调用在陷⼊内核态之后有两次返回:

1. 第⼀次返回到原来的⽗进程的位置继续向下执⾏
2. 在⼦进程中fork也返回了⼀次，会返回到ret_from_fork，再经过系统调⽤返回到⽤户态

在fork系统调用中，最重要的的就是_do_fork函数：

_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()函数：主要是dup_task_struct与copy_thread_tls

1. dup_task_struct：主要是复制当前进程（⽗进程）描述符task_struct和copy_thread_tls初始化子进程内核栈
2. copy_thread_tls：负责构造fork系统调用在子进程的内核堆,也就是fok系统调用在父子进程各返回一次,父进程中和其他系统调用的处理过程并无二致,而在子进程中的内核函数调用堆栈需要特殊构建,为子进程的运行准备好上下文环境

2.2 fork系统调用测试

编写fork调用代码并测试：

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>

int main(int argc, char* argv[])
{
    int pid;
    pid = fork();
    if(pid<0)
    {
       fprintf(stderr,"调用失败");
       exit(-1);
    }
    else if(pid==0)
    {
       printf("子进程 \\n");
    }
    else
    {
       printf("父进程 \\n");
       wait(NULL);
       printf("子进程完成 \\n");
    }
    return 0;
}

运行结果如下：

使用反汇编指令得到：该程序使用56号

在/linux-5.4.34/arch/x86/entry/syscalls/syscall_64.tbl中查询56号可以看见：__x64_sys_clone/ptregs

与实验二中一样：

重新制作根文件系统，并启动qemu

find . -print0 | cpio --null -ov --format=newc | gzip -9 > ../rootfs.cpio.gz

cd ..

qemu-system-x86_64 -kernel linux-5.4.34/arch/x86/boot/bzImage -initrd rootfs.cpio.gz -S -s -nographic -append "console=ttyS0"

重新打开一个终端，并运行以下命令：

# 打开gdb
gdb vmlinux
target remote:1234

在qemu窗口查看：

# 并在gdb中对__x64_sys_clone进行断点
b __x64_sys_clone

最终结果如下：

可以看出：如理论分析中一样

三、execve系统调用过程

3.1 理论分析

exec函数族就实现了在一个进程中启动另外一个程序的方法。它可以根据指定的文件名或目录名找到可执行文件，并用它来取代原调用进程的数据段、代码段和堆栈段，在执行完之后，原调用进程的内容除了进程号外，其他全部被新的进程替换了。

执行过程大概如下：

call *sys_execve
……..do_execve
…………….. do_execve_common
……………………. exec_binprm
……………………………..search_binary_handler(bprm)
…………………………………..linux_binfmt= elf_format
……………………………………….elf_format-> load_elf_binary
……………………………………….load_elf_binary
……………………………………………..start_thread
ret

3.2 具体实现

调用do_execve

do_execve：

do_execve_common：

exec_binprm：

后续一一对应。

四、Linux系统的一般执行过程

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。