课程学习总结报告

Posted 2020-12-16 happyyouli

目录

• 一、linux系统概念模型
  • 1. 概述
  • 2. 函数调用
    • 函数调用过程概述
    • 函数调用中的硬件操作
    • 函数调用中的软件操作
  • 3. 中断和异常
    • 中断和异常的区别与联系：
    • 中断上下文
    • 中断和异常的硬件级处理
    • 中断和异常的软件级处理
  • 4. 系统调用
  • 5. 进程管理
    • 进程创建
    • 进程切换
• 二、Linux模型的举例
• 三、对课程的心得体会

一、linux系统概念模型

1. 概述

linux系统是一个多用户多任务的分时操作系统，函数调用是操作系统的三大法宝之一，使得编程极为灵活。由于CPU的运行速度远远大于外设，所以中断机制的使用解决了CPU等待外设的情况。系统调用是一种特殊的中断，封装了对系统的一些底层的操作，保证了系统的安全性。在中断返回时可能发生进程切换，内核线程也可以主动发起进程切换

本篇博文是对整个Linux操作系统分析课程的整体回顾，下面对上述焦点问题分别详细阐述

2. 函数调用

函数调用过程概述

• 首先调用者的call函数将它的下一条指令地址保存在栈顶，将eip(rip)设置为被调用函数的起始地址

• 建立被调用者函数的堆栈框架、执行被调用者函数体、拆除被调用者函数框架

• ret指令将调用者的下一条指令地址恢复到eip(rip)

函数调用中的硬件操作

例如对于函数调用：call 0x12345

/*32位*/
pushl %eip (*) 
movl $0x12345, %eip (*) 

/*64位*/
pushq %rip (*)
movq $0x12345, %rip (*) 

函数返回：ret

 /*32位*/
 popl %eip (*)
 
 /*64位*/
 popq %rip (*)

上面的指令均为伪指令，这个动作由硬件一次性完成，这是由于EIP寄存器不能被直接修改和使用

函数调用中的软件操作

例如对于函数：

int main() {
	return f(8)+1;
}

在32位系统中，汇编为：

main:  
	pushl %ebp
	movl %esp, %ebp
	subl $4, %esp
	movl $8, (%esp)
	call f
	addl $1, %eax
	movl  %ebp,%esp
	popl  %ebp
	ret

在64位系统中，汇编为：

main:
	pushq %rbp
	movq %rsp, %rbp
	movl $8, %edi
	call f
	addl $1, %eax
	popq %rbp
	ret

我们对比32位系统和64位系统的函数调用：

1. 共同点：

   • 都在调用之前保存了原来的栈，为新函数开辟了新的栈空间

   • 调用返回时都恢复了原来的栈空间

   • 函数的返回值都在eax(rax)寄存器中保存

2. 区别：

   • 参数传递上存在差别，32位系统将参数存在新栈的栈底

3. 中断和异常

中断和异常的区别与联系：

中断是异步的，由硬件随机产生，在程序执行的任何时候可能出现

异常是同步的，在特殊的或出错的指令执行时由CPU控制单元 产生

我们用“中断信号”来通称这两种类型的中断

中断上下文

中断上下文不同于进程上下文，中断上下文只包含了很有限的几个寄存器，建立和终止这个上下文所需要的时间很少。中断程序只能使用被中断进程的内核栈作为自己的运行栈

中断和异常的硬件级处理

• 当CPU正常运行时，执行一条指令后，cs和eip包含了下一条将要执行的指令的逻辑地址
• 在执行这条指令之前，CPU会检查在运行前一条指令时是否发生了一个中断或者异常。
• 如果发生了中断或异常：
  • 确定中断向量号i，读idtr寄存器指向的IDT表中的第i项
  • 从gdtr寄存器获得GDT的基地址，并在GDT中查找， 以读取IDT表项中的段选择符所标识的段描述符
  • 确定中断是由授权的发生源发出的，只允许从低特权级陷入高特权级，反之不可以
  • 如果是由用户态陷入内核态，用与新特权级相关的栈段和栈指针装载ss和esp寄存器，在新的栈中保存ss和esp以前的值
  • 如果发生的是故障，用引起异常的指令地址修改cs 和eip寄存器的值，以使得这条指令在异常处理结束后能被再次执行
  • 在栈中保存eflags、cs、eip；如果异常产生一个硬件出错码，则将它保存在栈中
  • 装载cs和eip寄存器，其值分别是IDT表中第i项描述符的段选择符和偏移量
• 中断返回：
  • 用保存在栈中的值装载cs、eip和eflags寄存器
  • 检查中断时是在内核态还是用户态，如果在内核态，则终止；如果在用户态，从栈中装载ss和esp寄存器

中断和异常的软件级处理

异常处理：

• 按照pt_regs结构定义的堆栈数据格式完成相应的入栈操作，进一步完成现场的保存

• 把堆栈地址中的do_handler_name()函数的地址装入edi寄存器中，并在这个位置写入fs值，使栈结构进一步与pt_regs结构完全一致

• 最后执行call *%edi指令

中断处理：

可以用下面的汇编代码来总结：

SAVE_ALL
movl %esp,%eax
call do_IRQ jmp
$ret_from_intr

4. 系统调用

系统调用是陷阱这种软中断方式主动从用户态进入内核态的

传统的系统调用：

int $0x80 指令会触发系统调用，CPU压栈?些关键寄存器，根据eax寄存器传递的系统调用号调用对应的内核处理函数，接着内核负责保存现场，系统调用内核函数处理完后恢复现场，后通过iret出栈哪些CPU压栈的关键寄存器。

快速系统调用：

sysenter和syscall都借助CPU内部的MSR寄存器来查找系统调用处理入口，其余操作与传统系统调用相同

系统调用的参数传递：

32位x86和64位的x86都是通过寄存器来传递。注意：在普通的函数调用中，32位x86使用压栈来传递参数，而64位x86仍然使用寄存器传递参数

5. 进程管理

进程创建

0号进程初始化是通过硬件编码，其他进程的初始化都是通过do_fork复制父进程的方式初始化

1号进程为是kernel_init，是所有用户进程的祖先；2号进程时kthreadd，是所有内核线程的祖先，1、2号进程都是复制0号进程得到的

父进程通过fork系统调用进入内核_do_fork函数，主要完成了：

• 调用copy_process()复制父进程
• 分配子进程的内核堆栈并对内核堆栈和thread等进程关键山下文进行初始化
• 调用wake_up_new_task将子进程加入就绪队列等待调度执行

进程切换

进程调度时机： Linux内核通过schedule函数实现进程调度，分别为中断返回前和内核线程主动调用schedule

进程上下文：

• 用户地址空间：包括程序代码、数据、用户堆栈等

• 控制信息：进程描述符、内核堆栈等

• 进程的CPU上下文，相关寄存器的值

当调用schedule函数时其中的switch_to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进程的内核堆栈，并完成了进程上下文所需的EIP等寄存器状态切换

二、Linux模型的举例

我们举一个在linux命令行输入vim，并按下回车的例子：

我们在键盘输入回车键系统能有反应，说明发生了中断，该中断处理程序处理了键盘的输入信号

中断返回的时候，父进程fork系统调用进入内核_do_fork函数

调用copy_process()复制父进程

分配子进程的内核堆栈并对内核堆栈和thread等进程关键山下文进行初始化

调用wake_up_new_task将子进程加入就绪队列等待调度执行

Linux内核通过schedule函数实现进程调度

schedule函数中的switch_to做了关键的进程上下文切换，将之前进程的内核堆栈以及相关寄存器切换到vim进程上来，这样我们就看到进入了vim程序的界面

三、对课程的心得体会

本课程两位老师通过理论和实验双管齐下，对linux系统的原理进行了深刻的阐述，使得本人对Linux操作系统自有的特性有了一定的认识，不再像之前只是操作系统这个笼统的概念。

改进意见：增加一些个在实际工程中使用Linux的实验，这样可以让同学们在应用中从不同的角度理解Linux系统