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
实验要求
- 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
实验内容
以fork系统调用为例分析中断上下文的切换
对于一般的系统调用来说，会从用户态陷入内核态，并在内核态构建新的内核堆栈，执行相应的异常处理程序。
当异常处理程序执行完毕后，调用iret汇编指令重新返回到用户态进程空间继续执行。
由于fork会根据父进程创建一个子进程，因此会将父进程包括页表在内的所有资源拷贝给子进程。在创建完子
进城后，父进程与一般的系统调用过程一样，会返回到用户态进程空间继续执行，而子进程则会通过ret_from_fork
来返回到用户态进程空间。
下面通过do_fork代码来具体分析fork系统调用的运行机制。
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;
}
do_fork函数中进行了两个重要的操作，分别是拷贝父进程资源、子进程加入调度队列。
do_fork函数首先会通过调用copy_process来将父进程所拥有的资源拷贝给子进程，并创建子进程。
子进程创建成功后，会调用wake_up_new_task来将子进程加入就绪队列，等待CPU分配资源并运行。
static __latent_entropy struct task_struct *copy_process(
struct pid *pid,
int trace,
int node,
struct kernel_clone_args *args)
{
p = dup_task_struct(current, node);
/* copy all the process information */
shm_init_task(p);
…
retval = copy_thread_tls(clone_flags, args->stack, args->stack_size, p,
args->tls);
…
return p;
}
copy_process中主要复制了父进程的进程描述符task_struct并创建了相应的内核堆栈，并对
子进程进行相应的初始化。
以execve系统调用为例分析中断上下文的切换
当在用户态使用execve系统调用陷入到内核态时，execve在内核中会使用do_execve处理函数来加载可执行
文件，并把用该可执行文件替换掉原来的可执行文件。当使用execve加载的可执行文件执行完毕后，会返回
到用户态，此时的可执行文件已经不是原来被替换掉的旧的可执行文件了，而是新的可执行文件。execve返回的
是新的可执行程序的起点，如main函数。
在执行execve的内核处理函数__x64_sys_execve时，会通过exec_binprm()来搜索相应的可执行文件。
static int exec_binprm(struct linux_binprm *bprm)
{
pid_t old_pid, old_vpid;
int ret;
/* Need to fetch pid before load_binary changes it */
old_pid = current->pid;
rcu_read_lock();
old_vpid = task_pid_nr_ns(current, task_active_pid_ns(current->parent));
rcu_read_unlock();
ret = search_binary_handler(bprm);
if (ret >= 0) {
audit_bprm(bprm);
trace_sched_process_exec(current, old_pid, bprm);
ptrace_event(PTRACE_EVENT_EXEC, old_vpid);
proc_exec_connector(current);
}
return ret;
}
在该函数中，会调用search_binary_handler()对formats链表进行逐个扫描，并尽力应用每个元素的load_binary方法，
把linux_binprm结构传递给这个函数。只要load_binary方法成功应答了文件的可执行格式，对formats的扫描即终止。
找到对应的可执行个时候，会调用load_elf_binary() 函数来加载新的可执行文件，并最后调用start_thread() 开始执行
新的可执行文件。**注意在执行完成后返回用户进程时，会将new_ip和new_sp赋值给ip和sp指针。
Linux系统的一般执行过程
- 正在用户空间运行进程x。
- 产生中断和异常，此时进入内核态。
- 查询IDT表，根据中断向量找到对应的中断或异常处理程序对应的门描述。
- 根据门描述中的段基地址和段偏移量查找GDT表，找到对应的中断或异常处理程序的入口。
- 保存线程，包括将eip，esp和eflags压栈，如果产生硬件出错码，则将硬件出错码入栈。
- 执行中断或异常处理函数。
- 将栈中保存的现场出栈。
- 调用iret汇编指令，重新装载cs和eip寄存器，返回用户态进程得堆栈空间。
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