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

Posted 2020-12-14 qzzhang

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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了结合中断上下文切换和进程上下文切换分析Linux内核一般执行过程相关的知识，希望对你有一定的参考价值。

一、实验要求

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、实验过程

fork系统调用

fork系统调用可以建立一个新进程，把当前的进程分为父进程和子进程。新创建的子进程与父进程十分类似，子进程得到与父进程用户级虚拟地址空间相同（但是独立）的一份拷贝，包括文本，数据和bss段、堆以及用户栈。子进程还获得与父进程任何打开文件描述符相同的拷贝。这就是意味着当父进程调用fork时候，子进程还可以读写父进程中打开的任何文件。父进程和新创建的子进程之间最大区别在于他们有着不同的PID。

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，如下图所示复制进程描述符及相关进程资源（采用写时复制技术）、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，对于do_fork得实现如下。

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;

    // ...

    // 复制进程描述符，返回创建的task_struct的指针
    p = copy_process(clone_flags, stack_start, stack_size,
             child_tidptr, NULL, trace);

    if (!IS_ERR(p)) {
        struct completion vfork;
        struct pid *pid;

        trace_sched_process_fork(current, p);

        // 取出task结构体内的pid
        pid = get_task_pid(p, PIDTYPE_PID);
        nr = pid_vnr(pid);

        if (clone_flags & CLONE_PARENT_SETTID)
            put_user(nr, parent_tidptr);

        // 如果使用的是vfork，那么必须采用某种完成机制，确保父进程后运行
        if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
            p->vfork_done = &vfork;
            init_completion(&vfork);
            get_task_struct(p);
        }

        // 将子进程添加到调度器的队列，使得子进程有机会获得CPU
        wake_up_new_task(p);

        // ...

        // 如果设置了 CLONE_VFORK 则将父进程插入等待队列，并挂起父进程直到子进程释放自己的内存空间
        // 保证子进程优先于父进程运行
        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;
}

copy_process函数主要完成了调用dup_task_struct复制当前进程（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?进程置为就绪态）、采?写时复制技术逐?复制所有其他进程资源、调?copy_thread_tls初始化子进程内核栈、设置子进程pid等。

其中copy_thread_tls所做的工作是关键。我们知道执行fork系统调用之后，会由内核态返回两次：一次返回到父进程，这与一般的系统调用返回流程别无二致；而另一次则返回到子进程，为了实现这一点，就需要为子进程构造出合适的执行上下文，也就是初始化其内核栈和进程描述符的thread字段。这正是copy_thread_tls的任务。

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;
    ...

正常的?个系统调?都是陷?内核态，再返回到?户态，然后继续执?系统调?后的下?条指令。

fork和其他系统调?不同之处是它在陷?内核态之后有两次返回，第?次返回到原来的?进程的位置继续向下执?，这和其他的系统调?是?样的。

在?进程中fork也返回了?次，会返回到?个特定的点——ret_from_fork，通过内核构造的堆栈环境，它可以正常系统调?返回到?户态。

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。
```
asmlinkage int sys_execve(struct pt_regs regs)
{
    int error;
    char * filename;
    // 将可执行文件的名称装入到一个新分配的页面中
    filename = getname((char __user *) regs.ebx);
    error = PTR_ERR(filename);
    if (IS_ERR(filename))
        goto out;
    // 执行可执行文件
    error = do_execve(filename,
            (char __user * __user *) regs.ecx,
            (char __user * __user *) regs.edx,
            &regs);
    if (error == 0) {
        task_lock(current);
        current->ptrace &= ~PT_DTRACE;
        task_unlock(current);
        /* Make sure we don‘t return using sysenter.. */
        set_thread_flag(TIF_IRET);
    }
    putname(filename);
    out:
    return error;
}
```
execve系统调用执行过程：
1. execve系统调用陷入内核，并传入命令行参数和shell上下文环境
2. execve陷入内核的第一个函数：do_execve，该函数封装命令行参数和shell上下文
3. do_execve调用do_execveat_common，后者进一步调用__do_execve_file，打开ELF文件并把所有的信息一股脑的装入linux_binprm结构体
4. __do_execve_file中调用search_binary_handler，寻找解析ELF文件的函数
5. search_binary_handler找到ELF文件解析函数load_elf_binary
6. load_elf_binary解析ELF文件，把ELF文件装入内存，修改进程的用户态堆栈（主要是把命令行参数和shell上下文加入到用户态堆栈），修改进程的数据段代码段
7. load_elf_binary调用start_thread修改进程内核堆栈（特别是内核堆栈的ip指针）
8. 进程从execve返回到用户态后ip指向ELF文件的main函数地址，用户态堆栈中包含了命令行参数和shell上下文环境
当execve在调用时陷入内核态，就执行do_execve文件，覆盖当前的可执行程序，所以返回的是新的可执行程序的起点。main函数位置是静态链接的可执行文件，动态链接的可执行文件需要连接动态链接库后在开始执行。
Linux系统的一般执行过程是西安
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：
  ①swapgs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
  ②rsp 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?户堆栈和内核堆栈的切换
  ③save 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
  ④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. 为了对应起见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

以上是关于结合中断上下文切换和进程上下文切换分析Linux内核一般执行过程的主要内容，如果未能解决你的问题，请参考以下文章

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一、实验要求

二、实验过程

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