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、实验环境
- Ubuntu 18.04
- VMware workstation Pro 14
三、实验过程
1、fork系统调用概念
fork系统调用用于创建一个新进程，称为子进程，它与进程（称为系统调用fork的进程）同时运行，此进程称为父进程。创建新的子进程后，两个进程将执行fork（）系统调用之后的下一条指令。子进程使用相同的pc（程序计数器），相同的CPU寄存器，在父进程中使用的相同打开文件。调用fork之后，数据、堆、栈有两份，代码仍然为一份但是这个代码段成为两个进程的共享代码段都从fork函数中返回。fork给父进程返回子进程pid，给其拷贝出来的子进程返回0，这也是他的特点之一，一次调用，两次返回，所以与一般的系统调用处理流程也必定不同。
2、验证fork的效果
fork系统调用用来创建子进程。通过一个简单的程序验证一下fork的行为：
对以上代码进行编译并执行后，可以看到两个分支下的语句都被打印了出来。
这是因为两条语句是由父子两个进程分别执行的。这正是fork系统调用的特殊之处：一处调用，两处返回。下面我们结合源码，对该系统调用的实现进行分析。
3、查看fork的系统调用号
在查看fork的源码之前我们先看一下fork系统调用号和入口地址等信息，以防不时之需。
可以看到fork库函数对应的系统调用号为57，入口地址为___x64_sys_fork。
4、分析fork.c源码
fork的具体实现位于kernel/fork.c源文件中，还有与之相关的vfork，clone系统调用也一同定义在该文件中。先来看一下其对应的系统调用定义函数的实现：
可以看到，fork的具体工作交由__do_fork完成。截取关键代码如下：
可以观察到，__do_fork函数主要完成了调用copy_process函数来实现复制父进程、获得pid、调用wake_up_new_task将子进程加入就绪队列等待调度执行等操作。在Linux中，除了0号进程由手工创建外，其他进程都是通过复制已有进程创建而来，而这正是fork的主要工作，具体的任务交由copy_process完成。copy_process函数又是相当繁杂的一个函数（500多行代码），我们同样只截取关键代码，很多异常检查代码被省略。
从以上代码，我们可以观察到，copy_process函数主要实现了调用dup_task_struct函数去复制当前进程（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（此时⼦进程置为就绪态）、采⽤写时复制技术逐⼀复制所有其他进程资源、调⽤copy_thread_tls初始化子进程内核栈、设置子进程pid等操作。
其中copy_thread_tls所做的工作是关键。系统执行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。
从以上代码，我们可以观察到，struct task_struct thread字段保存了进程的部分硬件上下文信息，包括一些关键的CPU寄存器，如sp等。我们可以看到copy_thread_tls函数中，将thread.sp字段设置成了fork_frame起始地址，这将是子进程内核栈的栈顶位置。
对于子进程的内核栈，使用fork_frame进行填充，其定义在arch/x86/include/asm/switch_to.h头文件中：
fork_frame在系统调用寄存器结构体pt_regs的基础上，增加了inactive_task_frame结构体，我们再来看一下inactive_task_frame的结构定义：
其中，ret_addr指定了子进程返回时的执行地址，其被设置为ret_from_fork。这样，初始化完成的子进程内核栈的布局便如下图所示。子进程被加入就绪队列后，就可以正常地参与到进程的调度切换过程中了。整个内核堆栈的内存情况如下图所示：
5、execve系统调用概念
execve系统调用于为进程载入执行镜像。前述的fork主要用于创建新进程，但并没有为进程指定新任务，而这正是exec的功能。所以fork一般于execve相互配合启动一个新程序。用户态函数库提供了
该系统调用的实现位于fs/exec.c中：
可以观察到，以上代码调用了do_execve，后者调用了do_execveat_common，最终的工作由__do_execve_file完成。截取关键代码：
__do_execve_file函数的主要功能是从文件中载入ELF可执行文件并执行。其中exec_binprm实际执行了文件。后者的关键是调用search_binary_handler，这是真正替换进程镜像的地方。
execve系统调用的过程总结如下：
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execve系统调用陷入内核，并传入命令行参数和shell上下文环境
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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
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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
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__do_execve_file中调用search_binary_handler，寻找解析ELF文件的函数
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search_binary_handler找到ELF文件解析函数load_elf_binary
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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
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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）
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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
四、实验总结
1、对比fork、execve和普通的系统调用
系统调用可以视为一种特殊的中断，老的32位linux就是采用int 0x80中断指令进入内核，因此自然涉及中断上下文，也就是切换到用户内核栈，同时保存相关的寄存器使得中断结束后能够正常返回。
而fork系统调用特殊之处在于他创建了一个新的进程，且有两次返回。对于fork的父进程来说，fork系统调用和普通的系统调用并无两样。但是对fork子进程来说，需要设置子进程的进程上下文环境，这样子进程才能从fork系统调用后返回。
而对于execve而言，由于execve使得新加载可执⾏程序已经覆盖了原来⽗进程的上下⽂环境，而原来的中断上下文就是保存的是原来的、被覆盖的进程的上下文，因此需要修改原来的中断上下文，使得系统调用返回后能够指向现在加载的这个可执行程序的入口，比如main函数的地址。
2、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
1）中断上下文
为了快速响应硬件的事件，中断处理会打断进程的正常调度和执行，转而调用中断处理程序，响应设备事件。而在打断其他进程时，就需要将进程当前的状态保存下来，这样在中断结束后，进程仍然可以从原来的状态恢复运行
跟进程上下文不同，中断上下文切换并不涉及到进程的用户态。所以，即便中断过程打断了一个正处于用户态的进程，也不需要保存和恢复这个进程的虚拟内存、全局变量等用户态资源。中断上下文，其实只包括内核态中断服务程序执行所必需的状态，包括CPU寄存器、内核堆栈、硬件中断参数等。
对同一个CPU来说，中断处理比进程拥有更高的优先级，所以中断上下文切换并不会与进程上下文切换同时发生。同样道理，由于中断会打断正常进程的调度和执行，所以大部分中断处理程序都短小精悍，以便尽可能快的执行结束。
中断是由软硬件触发中断，查找IDT表内相应中断门，SAVE_ALL宏在栈中保存中断处理程序可能会使用的所有CPU寄存器（eflags、cs、eip、ss、esp已由硬件自动保存），并将栈顶地址保存到eax寄存器中来形成。然后中断处理程序调用do_IRQ(pt_regs*)函数，查找irq_desc数组来执行具体的中断逻辑。
2）进程上下文
进程则是资源拥有的基本单位，进程切换是由内核实现的，所以进程上下⽂切换过程中最关键的栈顶寄存器sp切换是通过进程描述符的thread.sp实现的，指令指针寄存器ip的切换是在内核堆栈切换的基础上巧妙利⽤call/ret指令实现的。 切换进程需要在
不同的进程间切换。但⼀般进程上下⽂切换是嵌套到中断上下⽂切换中的，⽐如前述系统调⽤作为⼀种中断先陷⼊内核，即发⽣中断保存现场和系统调⽤处理过程。其中调⽤了schedule函数发⽣进程上下⽂切换，当系统调⽤返回到⽤户态时会恢复现场，⾄此完成了保存现场和恢复现场，即完成了中断上下⽂切换。
进程的上下文不仅包括了虚拟内存、栈、全局变量等用户空间的资源，还包括了内核堆栈、寄存器等内核空间的状态。因此进程的上下文切换就比系统调用时多了一步：在保存当前进程的内核状态和CPU寄存器之前，需要先把该进程的虚拟内存、栈等保存下来；而加载下一进程的内核态后，还需要刷新进程的虚拟内存和用户栈。
3）分析linux系统的一般执行过程
首先是正在运行的用户态进程发生中断(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。
中断上下文切换,具体包括如下几点:
1.swapgs指令保存现场即保存当前CPU寄存器状态。
2.rsp point to kernel stack,加载当前进程内核堆栈栈顶地址到RSP寄存器。
3.save cs:rip/ss:rsp/rflags:将当前CPU关键上下文压入中断进程的内核堆栈,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,即从中断进程的用户态到内核态。
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指令指针寄存器状态切换。之后开始运行切换进程。中断上下文恢复,与中断上下文切换相对应。
