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
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、实验内容
1、fork
fork函数将运行着的程序分成2个（几乎）完全一样的进程，每个进程都启动一个从代码的同一位置开始执行的线程。这两个进程中的线程继续执行，就像是两个用户同时启动了该应用程序的两个副本。
long _do_fork(struct kernel_clone_args *args) { u64 clone_flags = args->flags; struct completion vfork; struct pid *pid; struct task_struct *p; int trace = 0; long nr; /* * Determine whether and which event to report to ptracer. When * called from kernel_thread or CLONE_UNTRACED is explicitly * requested, no event is reported; otherwise, report if the event * for the type of forking is enabled. */ if (!(clone_flags & CLONE_UNTRACED)) { if (clone_flags & CLONE_VFORK) trace = PTRACE_EVENT_VFORK; else if (args->exit_signal != SIGCHLD) trace = PTRACE_EVENT_CLONE; else trace = PTRACE_EVENT_FORK; if (likely(!ptrace_event_enabled(current, trace))) trace = 0; } p = copy_process(NULL, trace, NUMA_NO_NODE, args); add_latent_entropy(); if (IS_ERR(p)) return PTR_ERR(p); /* * Do this prior waking up the new thread - the thread pointer * might get invalid after that point, if the thread exits quickly. */ trace_sched_process_fork(current, p); pid = get_task_pid(p, PIDTYPE_PID); nr = pid_vnr(pid); if (clone_flags & CLONE_PARENT_SETTID) put_user(nr, args->parent_tid); if (clone_flags & CLONE_VFORK) { p->vfork_done = &vfork; init_completion(&vfork); get_task_struct(p); } wake_up_new_task(p); /* forking complete and child started to run, tell ptracer */ if (unlikely(trace)) ptrace_event_pid(trace, pid); if (clone_flags & CLONE_VFORK) { if (!wait_for_vfork_done(p, &vfork)) ptrace_event_pid(PTRACE_EVENT_VFORK_DONE, pid); } put_pid(pid); return nr; }
p=copy_process(NULL, trace, NUMA_NO_NODE, args);创建一个新的进程p，之后分配其pid,之后再将该进程加入到进程队列当中。
2、execve
在父进程中fork一个子进程，在子进程中调用exec函数启动新的程序。exec函数一共有六个，其中execve为内核级系统调用，其他（execl，execle，execlp，execv，execvp）都是调用execve的库函数。
#include<unistd.h>
函数定义 int execve(const char *filename, char *const argv[ ], char *const envp[ ]);
返回值 函数执行成功时没有返回值，执行失败时的返回值为-1.
函数说明 execve()用来执行参数filename字符串所代表的文件路径，第二个参数是利用数组指针来传递给执行文件，并且需要以空指针(NULL)结束，最后一个参数则为传递给执行文件的新环境变量数组。
通过execve系统调⽤进⼊内核，对应的系统调⽤内核处理函数为 sys_execve或__x64_sys_execve，它们都是通过调⽤do_execve来具体执⾏加载可执⾏⽂件的⼯作.整体的调⽤关系为sys_execve()或__x64_sys_execve -> do_execve() –> do_execveat_common() -> __do_execve_file -> exec_binprm()-> search_binary_handler() -> load_elf_binary() -> start_thread()。
sys_execve是调用do_execve实现的。do_execve则是调用do_execveat_common实现的，而do_execveat_common()函数如下
/* * sys_execve() executes a new program. */ static int do_execveat_common(int fd, struct filename *filename, struct user_arg_ptr argv, struct user_arg_ptr envp, int flags) { char *pathbuf = NULL; struct linux_binprm *bprm; /* 这个结构当然是非常重要的，下文，列出了这个结构体以便查询各个成员变量的意义 */ struct file *file; struct files_struct *displaced; int retval; if (IS_ERR(filename)) return PTR_ERR(filename); /* * We move the actual failure in case of RLIMIT_NPROC excess from * set*uid() to execve() because too many poorly written programs * don't check setuid() return code. Here we additionally recheck * whether NPROC limit is still exceeded. */ if ((current->flags & PF_NPROC_EXCEEDED) && atomic_read(¤t_user()->processes) > rlimit(RLIMIT_NPROC)) { retval = -EAGAIN; goto out_ret; } /* We're below the limit (still or again), so we don't want to make * further execve() calls fail. */ current->flags &= ~PF_NPROC_EXCEEDED; // 1. 调用unshare_files()为进程复制一份文件表； retval = unshare_files(&displaced); if (retval) goto out_ret; retval = -ENOMEM; // 2、调用kzalloc()在堆上分配一份structlinux_binprm结构体； bprm = kzalloc(sizeof(*bprm), GFP_KERNEL); if (!bprm) goto out_files; retval = prepare_bprm_creds(bprm); if (retval) goto out_free; check_unsafe_exec(bprm); current->in_execve = 1; // 3、调用open_exec()查找并打开二进制文件； file = do_open_execat(fd, filename, flags); retval = PTR_ERR(file); if (IS_ERR(file)) goto out_unmark; // 4、调用sched_exec()找到最小负载的CPU，用来执行该二进制文件； sched_exec(); // 5、根据获取的信息，填充structlinux_binprm结构体中的file、filename、interp成员； bprm->file = file; if (fd == AT_FDCWD || filename->name[0] == '/') { bprm->filename = filename->name; } else { if (filename->name[0] == '\0') pathbuf = kasprintf(GFP_TEMPORARY, "/dev/fd/%d", fd); else pathbuf = kasprintf(GFP_TEMPORARY, "/dev/fd/%d/%s", fd, filename->name); if (!pathbuf) { retval = -ENOMEM; goto out_unmark; } /* * Record that a name derived from an O_CLOEXEC fd will be * inaccessible after exec. Relies on having exclusive access to * current->files (due to unshare_files above). */ if (close_on_exec(fd, rcu_dereference_raw(current->files->fdt))) bprm->interp_flags |= BINPRM_FLAGS_PATH_INACCESSIBLE; bprm->filename = pathbuf; } bprm->interp = bprm->filename; // 6、调用bprm_mm_init()创建进程的内存地址空间，并调用init_new_context()检查当前进程是否使用自定义的局部描述符表；如果是，那么分配和准备一个新的LDT； retval = bprm_mm_init(bprm); if (retval) goto out_unmark; // 7、填充structlinux_binprm结构体中的命令行参数argv,环境变量envp bprm->argc = count(argv, MAX_ARG_STRINGS); if ((retval = bprm->argc) < 0) goto out; bprm->envc = count(envp, MAX_ARG_STRINGS); if ((retval = bprm->envc) < 0) goto out; // 8、调用prepare_binprm()检查该二进制文件的可执行权限；最后，kernel_read()读取二进制文件的头128字节（这些字节用于识别二进制文件的格式及其他信息，后续会使用到）； retval = prepare_binprm(bprm); if (retval < 0) goto out; // 9、调用copy_strings_kernel()从内核空间获取二进制文件的路径名称； retval = copy_strings_kernel(1, &bprm->filename, bprm); if (retval < 0) goto out; bprm->exec = bprm->p; // 10.1、调用copy_string()从用户空间拷贝环境变量 retval = copy_strings(bprm->envc, envp, bprm); if (retval < 0) goto out; // 10.2、调用copy_string()从用户空间拷贝命令行参数； retval = copy_strings(bprm->argc, argv, bprm); if (retval < 0) goto out; /* 至此，二进制文件已经被打开，struct linux_binprm结构体中也记录了重要信息； 下面需要识别该二进制文件的格式并最终运行该文件 */ retval = exec_binprm(bprm); if (retval < 0) goto out; /* execve succeeded */ current->fs->in_exec = 0; current->in_execve = 0; acct_update_integrals(current); task_numa_free(current); free_bprm(bprm); kfree(pathbuf); putname(filename); if (displaced) put_files_struct(displaced); return retval; out: if (bprm->mm) { acct_arg_size(bprm, 0); mmput(bprm->mm); } out_unmark: current->fs->in_exec = 0; current->in_execve = 0; out_free: free_bprm(bprm); kfree(pathbuf); out_files: if (displaced) reset_files_struct(displaced); out_ret: putname(filename); return retval; }
3、总结
fork和其他系统调⽤不同之处是它在陷⼊内核态之后有两次返回，第⼀次返回到原来的⽗进程的位 置继续向下执⾏，这和其他的系统调⽤是⼀样的。在⼦进程中fork也返回了⼀次，会返回到⼀个特 定的点——ret_from_fork，通过内核构造的堆栈环境，它可以正常系统调⽤返回到⽤户态，所以它稍微特殊⼀点。
execve特殊的地方在于execve实际上就是fork了一个当前进程，之后再系统调用时，对其内容进行覆盖，使其相当于一个新的进程
而在进程运行的过程当中，发生中断（系统调用）后，CPU会跳到中断处理程序入口，之后会使用swapgs保存现场，加载当前进程内核堆栈栈顶地址到RSP寄存器，再将当前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。
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。
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。
中断上下⽂恢复，即再之前步骤保存的上下文环境。从Y进程的内核堆栈中弹出之前中对应的压栈内容。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。
参考资料：https://blog.csdn.net/gatieme/article/details/51594439 和https://blog.csdn.net/gatieme/article/details/51569932
