linux期中总结

1. Linux内核启动的过程——以MenuOS为例

1.1 计算机的启动过程

  1. CPU启动后，BIOS程序开始执行，检测硬件，然后加载引导程序BootLoader和硬盘的第一个扇区MBR。
  2. BootLoader会将操作系统初始化，启动操作系统。

Linux内核的启动有三个参数：

  • kernel
  • initrd
  • root所在目录、分区。

内核会首先生成0号进程idle，然后0号进程产生1号进程init，1号进程是所有用户态进程的祖先，0号进程是所有内核线程的祖先。
1号进程是Linux启动后所执行的第一个进程；
0号进程是当没有进程可以执行时，会执行0号进程。

1.2 进程的描述

进程的描述依靠进程描述符task_struct数据结构，部分定义如下：

struct task_struct {
    volatile long state;    /* 进程状态 */
    void *stack;    /* 进程的内核堆栈 */
    atomic_t usage;         
    unsigned int flags; /* 每个进程的标识符 */
    unsigned int ptrace;
        
    / #ifdef CONFIG_SMP   // 条件编译，SMP多处理器相关
    
    ……
    int on_rq   // 运行队列相关，下面几行是进程队列和调度相关。
    ……
        
    struct list_head tasks  // 进程链表
    
        ……
        
    next_task
    prev_task   // 对进程链表的管理
        
    tty_struct  // 控制台
        
    fs_struct   // 文件系统
    struct files_struct *files; // 打开的文件描述符列表
        
    file_struct // 打开的文件描述符
        
    mm_struct   // 内存管理描述
    struct mm_struct *mm, *active_mm;   // 地址空间，内存管理。
        
    signal_struct   // 进程间通信、信号描述
        
    struct list_head ptraced    // 调试用
        
    utime
    stime   // 进程时间相关
    
}

进程的唯一标示是pid。

1.3 进程的创建

创建进程，其本质是调用fork函数创建一个子进程，从1号进程开始，都是使用的这种方法。

Linux通过clone()系统调用实现fork()。
创建进程的大概步骤如下：

  1. fork()、vfork()、__clone()都根据各自需要的参数标志调用clone()。
  2. 由clone()去调用do_fork()。
  3. do_fork()调用copy_process()函数，然后让进程开始运行。
  4. 返回do_fork()函数，如果copy_process()函数成功返回，新创建的子进程被唤醒并让其投入运行。

部分代码示意如下：

/* 复制一个PCB */
err = arch_dup_task_struct(tsk, orig);

/* 要给新进程分配一个新的内核堆栈 */
ti = alloc_thread_info_node(tsk, node);
tsk->stack = ti;
setup_thread_stack(tsk, orig); //这里只是复制thread_info，而非复制内核堆栈

/* 要修改复制过来的进程数据，比如pid、进程链表等 */
*childregs = *current_pt_regs(); //复制内核堆栈
childregs->ax = 0; //eax设置为0，所以子进程返回值为0.
 
p->thread.sp = (unsigned long) childregs; //调度到子进程时的内核栈顶
p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_fork; //调度到子进程时的第一条指令地址


dup_task_struct // 复制pcb
alloc_thread_info_node  // 创建了一个页面，其实就是实际分配内核堆栈空间的效果。
setup_thread_stack  // 把thread_info的东西复制过来

也就是说，子进程的创建绝大部分内容是直接复制了父进程的进程描述符，这是它们有共同的地址空间，堆栈，和进程上下文，当写时复制的时候才会区分开。
最开始学习fork的时候提到，fork是“一次调用，两次返回”，父进程返回子进程的pid，子进程返回0，这是因为子进程复制父进程相关数据的时候，将eax设置为0。
除此之外，还有特殊设置的是sp和ip，sp指向调度到子进程时的内核栈顶，ip指向ret_from_fork，子进程就是从这条指令开始执行的。

1.4 进程调度

Linux采用的是CFS调度算法，有四个组成部分：

CFS调度算法

Linux的调度基于分时和优先级。

  • Linux的进程根据优先级排队
    • 根据特定的算法计算出进程的优先级，用一个值表示
    • 这个值表示把进程如何适当的分配给CPU
  • Linux进程中的优先级是动态的
    • 调度程序会根据进程的行为周期性地调整进程的优先级
    • 例如：
      • 较长时间为被分配到cpu——↑
      • 已经在cpu上运行了较长时间——↓

常见的一些函数：

nice 
getpriority/setpriority 设置优先级
sched_getschedduler/sched_setscheduler
sched_getparam/sched_setparam
sched_yield
sched_get_priority_min/sched_get_priority_max
sched_rr_get_interval

进程调度的时机

  • 中断处理过程（包括时钟中断、I/O中断、系统调用和异常）中，直接调用schedule()，或者返回用户态时根据need_resched标记调用schedule()；主动调度。
  • 用户态进程无法实现主动调度，仅能通过陷入内核态后的某个时机点进行调度，即在中断处理过程中进行调度。用户态进程只能被动调度。

  • 内核线程可以直接调用schedule()进行进程切换，也可以在中断处理过程中进行调度，也就是说内核线程既可以主动调度，也可以被动调度；

    内核线程是只有内核态没有用户态的特殊进程

1.5 抢占和上下文切换

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need_resched标志：
内核用这个标志来表明是否需要重新执行一次调度。

  1. 当某个进程应该被抢占时，scheduler_tick()会设置这个标志。
  2. 当一个优先级高的进程进入可执行状态时，try_to_wake_up()会设置这个标志。
  3. 内核检查这个标志确认其被设置，调用schedule()来切换到一个新的进程。
  4. 该标志对于内核来说是一个信息，表示youqitajinc应当被运行了，要尽快调用调度程序。
  5. 再返回用户空间以及从中断返回时，内核也会检查标志。
  6. 每个进程都包含一个need_resched标志，因为访问进程描述符里的数值比访问一个全局变量要快。

锁是非抢占区域的标志。实现如下：
为每个进程的thread_info中加入preempt_count计数器，初值为0，使用锁+1，释放锁-1，数值为0时，可以执行抢占。

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  • 挂起正在CPU上执行的进程，与中断时保存现场是不同的，中断前后是在同一个进程上下文中，只是由用户态转向内核态执行，但是是同一个进程，而进程上下文的切换是两个进程在切换。
  • 进程上下文包含了进程执行需要的所有信息
    • 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
    • 硬件上下文（注意中断也要保存硬件上下文只是保存的方法不同）
  • schedule()函数选择一个新的进程来运行，并调用context_switch进行上下文的切换，这个宏调用switch_to来进行关键上下文切换。

2.可执行程序的装载

2.1 预处理、编译、链接和目标文件的格式

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查看一个可执行文件头部内容：

readelf -h

头部后是代码和数据，等等。

可执行程序加载的主要工作：
当创建或者增加一个进程映像的时候，系统在理论上将拷贝一个文件的段到一个虚拟的内存段

静态链接的ELF可执行文件和进程的地址空间
32位x86进程地址空间共4G，1G是内核空间。
如何加载到内存？
默认从0x8048000开始加载，然后头部需要占用一定空间，程序的实际入口可以在0x8048100等地方，即可执行文件加载到内存中开始执行的第一行代码的入口处。

一般静态链接会把所有代码放在一个代码段，
动态链接会有多个代码段。

2.2 可执行程序的装载

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2.2.1 sys_execve的内部处理过程

1604    SYSCALL_DEFINE3(execve,
1605            const char __user *, filename,
1606            const char __user *const __user *, argv,
1607            const char __user *const __user *, envp)
1608    {
1609        return do_execve(getname(filename), argv, envp);
1610    }
1611    #ifdef CONFIG_COMPAT
1612    COMPAT_SYSCALL_DEFINE3(execve, const char __user *, filename,
1613        const compat_uptr_t __user *, argv,
1614        const compat_uptr_t __user *, envp)
1615    {
1616        return compat_do_execve(getname(filename), argv, envp);
1617    }
1618    #endif

sys_execve函数中返回了一个do_execve：

1549    int do_execve(struct filename *filename,
1550        const char __user *const __user *__argv,
1551        const char __user *const __user *__envp)
1552    {
1553        struct user_arg_ptr argv = { .ptr.native = __argv };
1554        struct user_arg_ptr envp = { .ptr.native = __envp };
1555        return do_execve_common(filename, argv, envp);
1556    }

最后一句中do_execve_common把文件名，参数和环境转换了一下。

该函数do_execve_common打开如下：

1474        file = do_open_exec(filename);
打开了一个要加载的可执行文件，然后会加载一下它的头部，建立一个结构体，把命令行参数和环境变量拷贝到结构体中；

1513        retval = exec_binprm(bprm);
对这个可执行文件的处理过程。

打开exec_binprm这个函数，可以找到一句重要代码：

1416        ret = search_binary_handler(bprm);
寻找这个我们打开的可执行文件的处理函数。

打开search_binary_handler，找到list_for_each_entry如下：

1369    list_for_each_entry(fmt, &formats, lh) {
1370        if (!try_module_get(fmt->module))
1371            continue;
1372        read_unlock(&binfmt_lock);
1373        bprm->recursion_depth++;
1374        retval = fmt->load_binary(bprm);
1375        read_lock(&binfmt_lock);
1376        put_binfmt(fmt);
1377        bprm->recursion_depth--;
1378        if (retval < 0 && !bprm->mm) {
1379            /* we got to flush_old_exec() and failed after it */
1380            read_unlock(&binfmt_lock);
1381            force_sigsegv(SIGSEGV, current);
1382            return retval;
1383        }
1384        if (retval != -ENOEXEC || !bprm->file) {
1385            read_unlock(&binfmt_lock);
1386            return retval;
1387        }
1388    }

在这个循环里寻找能够解析这个当前可执行文件的代码模块。

retval = fmt->load_binary(bprm);    //  这一句中的load_binary，加载处理函数。这一句是函数指针，实际上是调用的load_elf_binary。

2.2.2 load_elf_binary的赋值和注册

/* 全局变量elf_format，把函数指针load_elf_binary**赋值**给了.load_binary */
82  static struct linux_binfmt elf_format = {
83    .module     = THIS_MODULE,
84    .load_binary    = load_elf_binary,
85    .load_shlib = load_elf_library,
86    .core_dump  = elf_core_dump,
87    .min_coredump   = ELF_EXEC_PAGESIZE,
88  };

/* 把变量elf_format**注册**进了format链表里，就可以在链表里对应elf模式中找到对应模块 */
2198    static int __init init_elf_binfmt(void)
2199    {
2200        register_binfmt(&elf_format);
2201        return 0;
2202    }

在load_elf_binary中调用了start_thread这个函数：

198 start_thread(struct pt_regs *regs, unsigned long new_ip, unsigned long new_sp)/* pt_regs 是内核堆栈栈底的函数，*/
199 {
200     set_user_gs(regs, 0);
201     regs->fs        = 0;
202     regs->ds        = __USER_DS;
203     regs->es        = __USER_DS;
204     regs->ss        = __USER_DS;
205     regs->cs        = __USER_CS;
206     regs->ip        = new_ip;   //起点位置
207     regs->sp        = new_sp;
208     regs->flags     = X86_EFLAGS_IF;
209     /*
210      * force it to the iret return path by making it look as if there was
211      * some work pending.
212      */
213     set_thread_flag(TIF_NOTIFY_RESUME);
214 }
215 EXPORT_SYMBOL_GPL(start_thread);

2.2.3 动态链接与静态链接

动态链接库的执行过程：

887 if (elf_interpreter) {
888     unsigned long interp_map_addr = 0;
889
890     elf_entry = load_elf_interp(&loc->interp_elf_ex,
891                     interpreter,
892                     &interp_map_addr,
893                     load_bias);
需要加载连接器

静态链接的执行过程：

912     else {
913         elf_entry = loc->elf_ex.e_entry;
直接把elf文件的entry地址赋给elf_entry。

但是在start_thread中是直接用的elf_entry：

start_thread(regs,elf_entry, bprm->p);

1.如果是一个静态连接的文件，elf_entry就是指的main函数开始的位置
2.如果是一个需要依赖动态链接库的文件，elf_entry指向的是动态链接器的起点，将cpu控制权交给ld来加载依赖库并完成动态链。

3. 系统调用

3.1 用户态和内核态

用户通过库函数与系统调用联系起来。

  • 内核态
    在高执行级别下，代码可以执行特权指令，访问任意的物理地址。
  • 用户态：
    代码的掌控范围受到限制。

intel x86 CPU有四个权限分级，0-3。Linux只取两种，0是内核态，3是用户态
区分权限级别使得系统更加稳定。

如何区分用户态与内核态？
cs：eip。[代码段选择寄存器：偏移量寄存器]
通过cs寄存器的最低两位，表示当前代码的特权级：
【针对逻辑地址】
0xc0000000以上的空间只能在内核态下访问
0x00000000-0xbfffffff两种状态下都可以访问

如何进行切换？
中断。

3.2 中断处理过程

中断处理是从用户态进入内核态的主要方式。

  • 寄存器上下文
    从用户态切换到内核态时，必须保存用户态的寄存器上下文到内核堆栈中，同时会把当前内核态的一些信息加载，例如cs：eip指向中断处理程序入口。
  • 中断发生后的第一件事就是保存现场 - SAVE_ALL
    中断处理结束前最后一件事是恢复现场 - RESTORE_ALL

3.3 系统调用的“三张皮”

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3.4 系统调用在内核代码中的处理过程

以system_call为例：

trap_init里面有一个set_system_trap_gate函数，函数定义中有系统调用的中断向量SYSCALL_VECTOR和汇编代码入口system_call。
一旦执行int 0x80，系统直接跳转到system_call来执行。

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从以上可以看出：

    1. 在系统调用返回之前，可能发生进程调度，进程调度里就会出现进程上下文的切换
    2. 进程间通信可能有信号需要处理
posted @ 2016-04-22 13:23  郝爽whnqj  阅读(230)  评论(0)  编辑  收藏  举报