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学号 178

本次实验从整体上理解进程创建、可执行文件的加载和进程执行进程切换，重点理解分析fork、execve和进程切换。

一、阅读理解task_struct数据结构

1、什么是进程
　　1、进程是程序的一个执行实例
　　2、进程是正在执行的程序
　　3、进程是能分配处理器并由处理器执行的实体
为了管理进程，操作系统必须对每个进程所做的事情进行清楚的描述，为此，操作系统使用数据结构来代表处理不同的实体，这个数据结构就是通常所说的进程描述符或进程控制块（PCB）。在Linux中,task_struct其实就是通常所说的PCB。该结构定义位于:/include/linux/sched.h。

2、操作系统的三大功能
　　1、进程管理
　　2、内存管理
　　3、文件系统

3、进程控制块PCB——task_struct
　　1、进程在TASK_RUNNING下是可运行的，但它有没有运行取决于它有没有获得cpu的控制权，即这个进程有没有在cpu上实际的执行
　　2、进程的标示pid
　　3、程序创建的进程具有父子关系，在编程时往往需要引用这样的父子关系。进程描述符中有几个域用来表示这样的关系

4、重要参数

1 volatile long state;//表示进程的当前状态:
2 　　unsigned long flags; //进程标志:
3 　　long priority; //进程优先级。 Priority的值给出进程每次获取CPU后可使用的时间(按jiffies计)。优先级可通过系统调用sys_setpriorty改变(在kernel/sys.c中)。
4 　　long counter; //在轮转法调度时表示进程当前还可运行多久。
5 　　unsigned long policy; //该进程的进程调度策略，可以通过系统调用sys_sched_setscheduler()更改(见kernel/sched.c)。

二、分析fork函数对应的内核处理过程do_fork

fork、vfork和clone三个系统调用都可以创建一个新进程，而且都是通过调用do_fork来实现进程的创建；
具体过程如下：fork() -> sys_clone() -> do_fork() -> dup_task_struct() -> copy_process() -> copy_thread() -> ret_from_fork()。

分析do_fork代码

 1 long do_fork(unsigned long clone_flags,
 2 unsigned long stack_start,
 3 unsigned long stack_size,
 4 int __user *parent_tidptr,
 5 int __user *child_tidptr)
 6 {
 7 struct task_struct *p;
 8 int trace = 0;
 9 long nr;
10 
11 // ...
12 
13 // 复制进程描述符，返回创建的task_struct的指针
14 p = copy_process(clone_flags, stack_start, stack_size,
15 child_tidptr, NULL, trace);
16 
17 if (!IS_ERR(p)) {
18 struct completion vfork;
19 struct pid *pid;
20 
21 trace_sched_process_fork(current, p);
22 
23 // 取出task结构体内的pid
24 pid = get_task_pid(p, PIDTYPE_PID);
25 nr = pid_vnr(pid);
26 
27 if (clone_flags & CLONE_PARENT_SETTID)
28 put_user(nr, parent_tidptr);
29 
30 // 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
31 if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
32 p->vfork_done = &vfork;
33 init_completion(&vfork);
34 get_task_struct(p);
35 }
36 
37 // 将子进程添加到调度器的队列，使得子进程有机会获得CPU
38 wake_up_new_task(p);
39 
40 // ...
41 
42 // 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
43 // 保证子进程优先于父进程运行
44 if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
45 if (!wait_for_vfork_done(p, &vfork))
46 ptrace_event_pid(PTRACE_EVENT_VFORK_DONE, pid);
47 }
48 
49 put_pid(pid);
50 } else {
51 nr = PTR_ERR(p);
52 }
53 return nr;
54 }

do_fork处理了以下内容：
1、调用copy_process，将当期进程复制一份出来为子进程，并且为子进程设置相应地上下文信息。
2、初始化vfork的完成处理信息（如果是vfork调用）
3、调用wake_up_new_task，将子进程放入调度器的队列中，此时的子进程就可以被调度进程选中，得以运行。
4、如果是vfork调用，需要阻塞父进程，知道子进程执行exec。
进程的创建

　　　　3.1 do_fork()流程

1. 首先调用copy_process()为子进程复制出一份进程信息，如果是vfork()则初始化完成处理信息；
2. 然后调用wake_up_new_task将子进程加入调度器，为之分配CPU，如果是vfork()，则父进程等待子进程完成exec替换自己的地址空间。

　　　　3.2 copy_process()流程

1. 首先调用dup_task_struct()复制当前的task_struct，检查进程数是否超过限制；
2. 接着初始化自旋锁、挂起信号、CPU 定时器等；
3. 然后调用sched_fork初始化进程数据结构，并把进程状态设置为TASK_RUNNING，复制所有进程信息，包括文件系统、信号处理函数、信号、内存管理等；
4. 调用copy_thread()初始化子进程内核栈，为新进程分配并设置新的pid。

　　　　3.3 dup_task_struct()流程

1. 调用alloc_task_struct_node()分配一个 task_struct 节点；
2. 调用alloc_thread_info_node()分配一个 thread_info 节点，其实是分配了一个thread_union联合体,将栈底返回给 ti；
3. 最后将栈底的值 ti 赋值给新节点的栈。

　　　　3.4 copy_thread的流程

1. 获取子进程寄存器信息的存放位置
2. 对子进程的thread.sp赋值，将来子进程运行，这就是子进程的esp寄存器的值。
3. 如果是创建内核线程，那么它的运行位置是ret_from_kernel_thread，将这段代码的地址赋给thread.ip，之后准备其他寄存器信息，退出
4. 将父进程的寄存器信息复制给子进程。
5. 将子进程的eax寄存器值设置为0，所以fork调用在子进程中的返回值为0.
6. 子进程从ret_from_fork开始执行，所以它的地址赋给thread.ip，也就是将来的eip寄存器。

　　　　3.5 新进程从ret_from_fork处开始执行，子进程的运行是由这几处保证的

1. dup_task_struct中为其分配了新的堆栈
2. copy_process中调用了sched_fork，将其置为TASK_RUNNING
3. copy_thread中将父进程的寄存器上下文复制给子进程，这是非常关键的一步，这里保证了父子进程的堆栈信息是一致的。
4. 将ret_from_fork的地址设置为eip寄存器的值，这是子进程的第一条指令。

问题：如何创建一个新进程

通过调用do_fork来实现进程的创建；
复制父进程PCB–task_struct来创建一个新进程，要给新进程分配一个新的内核堆栈;
修改复制过来的进程数据，比如pid、进程链表等等执行copy_process和copy_thread
成功创建新进程

三、使用gdb跟踪分析一个fork系统调用内核处理函数do_fork

实验环境：实验楼

启动MenuOS

cd LinuxKernel
rm -rf menu
git clone https://github.com/mengning/menu.git
cd menu
mv test_fork.c test.c
make rootfs

　　　2. 退回到LinuxKernel目录下，进入gdb调试模式（在LinuxKernel文件夹下执行以下命令)

gdb
file linux-3.18.6/vmlinux
target remote:1234

在以下位置设置断点：

1  b sys_clone
2  b do_fork
3  b dup_task_struct
4  b copy_process
5  b copy_thread
6  b ret_from_fork

运行后首先停在sys_clone处：
在这里插入图片描述
然后到do_fork：

再到copy_process

进入copy_thread
在这里插入图片描述
在copy_thread中，我们可以查看p的

问题：新进程是从哪里开始执行的？为什么从哪里能顺利执行下去？执行起点与内核堆栈如何保证一致？

新进程是从哪里开始执行的？为什么从哪里能顺利执行下去？

函数copy_process中的copy_thread()

 1 int copy_thread(unsigned long clone_flags, unsigned long sp,
 2     unsigned long arg, struct task_struct *p)
 3 {
 4     ...
 5     *childregs = *current_pt_regs();
 6     childregs->ax = 0;
 7     if (sp)
 8         childregs->sp = sp;
 9     p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_fork;
10     ...
11 }

childregs->ax = 0;这段代码将子进程的 eax 赋值为0

子进程执行ret_from_fork

 1 ENTRY(ret_from_fork)
 2     CFI_STARTPROC
 3     pushl_cfi %eax
 4     call schedule_tail
 5     GET_THREAD_INFO(%ebp)
 6     popl_cfi %eax
 7     pushl_cfi $0x0202       # Reset kernel eflags
 8     popfl_cfi
 9     jmp syscall_exit
10     CFI_ENDPROC
11 END(ret_from_fork)

p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_fork;这句代码将子进程的 ip 设置为 ret_form_fork 的首地址，因此子进程是从 ret_from_fork 开始执行的。
因此，函数copy_process中的copy_thread()决定了子进程从系统调用中返回后的执行。
　　2.执行起点与内核堆栈如何保证一致?

在ret_from_fork之前,也就是在copy_thread()函数中：*childregs = *current_pt_regs();
该句将父进程的regs参数赋值到子进程的内核堆栈,*childregs的类型为pt_regs,里面存放了SAVE ALL中压入栈的参数。故在之后的RESTORE ALL中能顺利执行下去。

四、理解编译链接的过程和ELF可执行文件格式

1、编译链接的过程

2、ELF可执行文件格式
一个可重定位(relocatable)文件保存着代码和适当的数据，用来和其他的object文件一起来创建一个可执行文件或者是一个共享文件。
一个可执行(executable)文件保存着一个用来执行的程序；该文件指出了exec(BA_OS)如何来创建程序进程映象。
一个共享object文件保存着代码和合适的数据，用来被不同的两个链接器链接。
3、流程图：execve–> do——execve –> search_binary_handle –> load_binary

五、编程使用exec*库函数加载一个可执行文件，动态链接分为可执行程序装载时动态链接和运行时动态链接

第一步：先编辑一个hello.c

1 #include <stdio.h>
2 #include <stdlib.h>  
3 int main()
4 {
5      printf("Hello World!\n");
6      return 0;
7 }

第二步：生成预处理文件hello.cpp（预处理负责把include的文件包含进来及宏替换等工作）
第三步：编译成汇编代码hello.s
第四步：编译成目标代码，得到二进制文件hello.o
第五步：链接成可执行文件hello，（它是二进制文件）
第六步：运行一下./hello

我们也可以静态编译，（是完全把所有需要执行所依赖的东西放到程序内部）
gcc -o hello.static hello.o -m32 -static

hello.static 也是ELF格式文件,运行一下hello.static ./hello.static

发现hello.static （733254）比 hello （7292）大的多。

静态链接方式：在程序运行之前完成所有的组装工作，生成一个可执行的目标文件
动态链接方式：在程序已经为了执行被装载入内存之后完成链接工作，并且在内存中一般只保留该编译单元的一份拷贝

动态链接库的两种链接方法：

装载时动态链接
运行时动态链接

六、使用gdb跟踪分析一个execve系统调用内核处理函数do_execve ，验证您对Linux系统加载可执行程序所需处理过程的理解

1、设置断点

2、中断情况如下

do_execve代码如下：

 1 int do_execve(struct filename *filename,
 2           const char __user *const __user *__argv,
 3           const char __user *const __user *__envp)
 4       {
 5           struct user_arg_ptr argv = { .ptr.native = __argv };
 6           struct user_arg_ptr envp = { .ptr.native = __envp };
 7           //调用do_execve_common
 8           return do_execve_common(filename, argv, envp);
 9       }

七、特别关注新的可执行程序是从哪里开始执行的？为什么execve系统调用返回后新的可执行程序能顺利执行？对于静态链接的可执行程序和动态链接的可执行程序execve系统调用返回时会有什么不同？

新的可执行程序通过修改内核堆栈eip作为新程序的起点，从new_ip开始执行后start_thread把返回到用户态的位置从int 0x80的下一条指令变成新加载的可执行文件的入口位置。

当执行到execve系统调用时，进入内核态，用execve()加载的可执行文件覆盖当前进程的可执行程序。当execve系统调用返回时，返回新的可执行程序的执行起点（main函数），所以execve系统调用返回后新的可执行程序能顺利执行。execve系统调用返回时，如果是静态链接，elf_entry指向可执行文件规定的头部（main函数对应的位置0x8048***）；如果需要依赖动态链接库，elf_entry指向动态链接器的起点。动态链接主要是由动态链接器ld来完成的。

八、理解Linux系统中进程调度的时机，可以在内核代码中搜索schedule()函数，看都是哪里调用了schedule()，判断我们课程内容中的总结是否准确；

调用地方：

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()
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，也就是说内核线程作为一类的特殊的进程可以主动调度，也可以被动调度；
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。

九、使用gdb跟踪分析一个schedule()函数，验证对Linux系统进程调度与进程切换过程的理解

首先设几个断点分别是schedule，pick_next_task，context_switch，__switch_to

schdule调用和函数

两个重要的函数context_switch和pick_next_task函数都在__schedule函数中

pick_next_task

context_switch

十、分析switch_to中的汇编代码，理解进程上下文的切换机制，以及与中断上下文切换的关系

关键函数的调用关系

schedule() --> context_switch() --> switch_to --> __switch_to()

2. 汇编代码分析：

 1 asm volatile("pushfl\n\t"      /* 保存当前进程的标志位 */   
 2          "pushl %%ebp\n\t"        /* 保存当前进程的堆栈基址EBP   */ 
 3          "movl %%esp,%[prev_sp]\n\t"  /* 保存当前栈顶ESP   */ 
 4          "movl %[next_sp],%%esp\n\t"  /* 把下一个进程的栈顶放到esp寄存器中，完成了内核堆栈的切换，从此往下压栈都是在next进程的内核堆栈中。   */ 
 5        
 6 
 7          "movl $1f,%[prev_ip]\n\t"    /* 保存当前进程的EIP   */ 
 8          "pushl %[next_ip]\n\t"   /* 把下一个进程的起点EIP压入堆栈   */    
 9          __switch_canary                   
10          "jmp __switch_to\n"  /* 因为是函数所以是jmp，通过寄存器传递参数，寄存器是prev-a，next-d，当函数执行结束ret时因为没有压栈当前eip，所以需要使用之前压栈的eip，就是pop出next_ip。  */ 
11 
12 
13          "1:\t"               /* 认为next进程开始执行。 */         
14          "popl %%ebp\n\t"     /* restore EBP   */    
15          "popfl\n"         /* restore flags */  
16                                     
17          /* output parameters 因为处于中断上下文，在内核中
18          prev_sp是内核堆栈栈顶
19          prev_ip是当前进程的eip */                
20          : [prev_sp] "=m" (prev->thread.sp),     
21          [prev_ip] "=m" (prev->thread.ip),  //[prev_ip]是标号        
22          "=a" (last),                 
23                                     
24         /* clobbered output registers: */     
25          "=b" (ebx), "=c" (ecx), "=d" (edx),      
26          "=S" (esi), "=D" (edi)             
27                                        
28          __switch_canary_oparam                
29                                     
30          /* input parameters: 
31          next_sp下一个进程的内核堆栈的栈顶
32          next_ip下一个进程执行的起点，一般是$1f，对于新创建的子进程是ret_from_fork*/                
33          : [next_sp]  "m" (next->thread.sp),        
34          [next_ip]  "m" (next->thread.ip),       
35                                         
36          /* regparm parameters for __switch_to(): */  
37          [prev]     "a" (prev),              
38          [next]     "d" (next)               
39                                     
40          __switch_canary_iparam                
41                                     
42          : /* reloaded segment registers */           
43          "memory");                  
44 } while (0)

switch_to实现了进程之间的真正切换：

首先在当前进程prev的内核栈中保存esi,edi及ebp寄存器的内容。
然后将prev的内核堆栈指针ebp存入prev->thread.esp中。
把将要运行进程next的内核栈指针next->thread.esp置入esp寄存器中
将popl指令所在的地址保存在prev->thread.eip中，这个地址就是prev下一次被调度
通过jmp指令（而不是call指令）转入一个函数__switch_to()
恢复next上次被调离时推进堆栈的内容。从现在开始，next进程就成为当前进程而真正开始执行

总结

对Linux系统的执行过程的理解：

在调度时机方面，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，也就是说内核线程作为一类的特殊的进程可以主动调度，也可以被动调度。
schedule()函数实现进程调度，context_ switch完成进程上下文切换，switch_ to完成寄存器的切换。
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

参考博客：https://blog.csdn.net/weixin_43956968/article/details/88808503

发表于 2019-03-26 13:53 李嘉梁阅读(323) 评论(0) 编辑收藏举报

理解进程创建、可执行文件的加载和进程执行进程切换，重点理解分析fork、execve和进程切换