linux内核分析第六周学习笔记
LINUX内核分析第六周学习总结
标签（空格分隔）： 20135328陈都
陈都 原创作品转载请注明出处 《Linux内核分析》MOOC课程 http://mooc.study.163.com/course/USTC-1000029000
一、进程的描述
1.操作系统三大功能
- 进程管理
- 内存管理
- 文件系统
最核心的是进程管理
2、进程的作用
将信号、进程间通信、内存管理和文件系统联系起来
3.进程控制块PCB——task_struct
为了管理进程，内核必须对每个进程进行清晰的描述，进程描述符提供了内核所需了解的进程信息。
struct task_struct数据结构很庞大
Linux进程的状态与操作系统原理中的描述的进程状态似乎有所不同，比如就绪状态和运行状态都是TASK_RUNNING，为什么呢？
进程的标示pid
所有进程链表struct list_head tasks;
内核的双向循环链表的实现方法 - 一个更简略的双向循环链表
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
Linux为每个进程分配一个8KB大小的内存区域，用于存放该进程两个不同的数据结构：Thread_info和进程的内核堆栈
进程处于内核态时使用，不同于用户态堆栈，即PCB中指定了内核栈，那为什么PCB中没有用户态堆栈？用户态堆栈是怎么设定的？
内核控制路径所用的堆栈很少，因此对栈和Thread_info来说，8KB足够了
struct thread_struct thread; //CPU-specific state of this task
文件系统和文件描述符
内存管理——进程的地址空间
分析：
pid_t pid又叫进程标识符，唯一地标识进程
list_head tasks即进程链表
——双向循环链表链接起了所有的进程，也表示了父子、兄弟等进程关系
struct mm_struct 指的是进程地址空间，涉及到内存管理（对于X86而言，一共有4G的地址空间）
thread_struct thread 与CPU相关的状态结构体
struct *file表示打开的文件链表
Linux为每个进程分配一个8KB大小的内存区域，用于存放该进程两个不同的数据结构：Thread_info和进程的内核堆栈
4.进程状态转换图
Linux进程的状态与操作系统原理中的描述的进程状态有所不同，比如就绪状态和运行状态都是TASK_RUNNING
一般操作系统原理中描述的进程状态有就绪态，运行态，阻塞态，但是在实际内核进程管理中是不一样的。
struct task_struct数据结构很庞大
二、进程的创建
1.进程的创建概览及fork一个进程的用户态代码
道生一（start_kernel....cpu_idle），一生二（kernel_init和kthreadd），二生三（即前面0、1和2三个进程），三生万物（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），新内核的核心代码已经优化的相当干净，都符合中国传统文化精神了
0号进程，是代码写死的，1号进程复制0号进程PCB，再修改，再加载可执行程序。
系统调用进程创建过程：
iret与int 0x80指令对应，一个是弹出寄存器值，一个是压入寄存器的值
如果将系统调用类比于fork()；那么就相当于系统调用创建了一个子进程，然后子进程返回之后将在内核态运行，而返回到父进程后仍然在用户态运行。
进程的父子关系直观图：
2.分析内核处理过程
do_fork
- 调用copy_process，将当前进程复制一份出来给子进程，并且为子进程设置相应地上下文信息。
- 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运行。
fork代码：fork、vfork和clone这三个函数最终都是通过do_fork函数实现的
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
int main(int argc, char * argv[])
{
int pid;
/* fork another process */
pid = fork();
if (pid < 0)
{
/* error occurred */
fprintf(stderr,"Fork Failed!");
exit(-1);
}
else if (pid == 0) //pid == 0和下面的else都会被执行到（一个是在父进程中即pid ==0的情况，一个是在子进程中，即pid不等于0）
{
/* child process */pid=0时 if和else都会执行 fork系统调用在父进程和子进程各返回一次
printf("This is Child Process!\n");
}
else
{
/* parent process */
printf("This is Parent Process!\n");
/* parent will wait for the child to complete*/
wait(NULL);
printf("Child Complete!\n");
}
}
创建新进程的框架do_fork:dup_thread复制父进程的PCB
long do_fork(unsigned long clone_flags,
unsigned long stack_start,
unsigned long stack_size,
int __user *parent_tidptr,
int __user *child_tidptr)
{
struct task_struct *p;
int trace = 0;
long nr;
p = copy_process(clone_flags, stack_start, stack_size,
child_tidptr, NULL, trace);
}
copy_process：进程创建的关键，修改复制的PCB以适应子进程的特点，也就是子进程的初始化
- 创建进程描述符以及子进程所需要的其他所有数据结构，为子进程准备运行环境
- 调用dup_task_struct复制一份task_struct结构体，作为子进程的进程描述符。
- 复制所有的进程信息
- 调用copy_thread，设置子进程的堆栈信息，为子进程分配一个pid。
static struct task_struct *copy_process(unsigned long clone_flags,
unsigned long stack_start,
unsigned long stack_size,
int __user *child_tidptr,
struct pid *pid,
int trace)
{
int retval;
struct task_struct *p;
// 分配一个新的task_struct
p = dup_task_struct(current);
// 检查该用户的进程数是否超过限制
if (atomic_read(&p->real_cred->user->processes) >=
task_rlimit(p, RLIMIT_NPROC)) {
// 检查该用户是否具有相关权限
if (p->real_cred->user != INIT_USER &&
!capable(CAP_SYS_RESOURCE) && !capable(CAP_SYS_ADMIN))
goto bad_fork_free;
}
retval = -EAGAIN;
// 检查进程数量是否超过 max_threads
if (nr_threads >= max_threads)
goto bad_fork_cleanup_count;
// 初始化自旋锁，挂起信号，定时器
retval = sched_fork(clone_flags, p);
// 初始化子进程的内核栈
retval = copy_thread(clone_flags, stack_start, stack_size, p);
if (retval)
goto bad_fork_cleanup_io;
if (pid != &init_struct_pid) {
retval = -ENOMEM;
// 这里为子进程分配了新的pid号
pid = alloc_pid(p->nsproxy->pid_ns_for_children);
if (!pid)
goto bad_fork_cleanup_io;
}
/* ok, now we should be set up.. */
// 设置子进程的pid
p->pid = pid_nr(pid);
// 如果是创建线程
if (clone_flags & CLONE_THREAD) {
p->exit_signal = -1;
// 线程组的leader设置为当前线程的leader
p->group_leader = current->group_leader;
// tgid是当前线程组的id，也就是main进程的pid
p->tgid = current->tgid;
} else {
if (clone_flags & CLONE_PARENT)
p->exit_signal = current->group_leader->exit_signal;
else
p->exit_signal = (clone_flags & CSIGNAL);
// 创建的是进程，自己是一个单独的线程组
p->group_leader = p;
// tgid和pid相同
p->tgid = p->pid;
}
if (clone_flags & (CLONE_PARENT|CLONE_THREAD)) {
//同一线程组内的所有线程、进程共享父进程
p->real_parent = current->real_parent;
p->parent_exec_id = current->parent_exec_id;
} else {
// 如果是创建进程，当前进程就是子进程的父进程
p->real_parent = current;
p->parent_exec_id = current->self_exec_id;
}
dup_ task_ struct
- 先调用alloc_task_struct_node分配一个task_struct结构体。
- 调用alloc_thread_info_node，分配了一个union。这里分配了一个thread_info结构体，还分配了一个stack数组。返回值为ti，实际上就是栈底。
- tsk->stack = ti将栈底的地址赋给task的stack变量。
- 最后为子进程分配了内核栈空间。
- 执行完dup_task_struct之后，子进程和父进程的task结构体，除了stack指针之外，完全相同。
copy_thread:
- 获取子进程寄存器信息的存放位置
- 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。
- 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
- 将父进程的寄存器信息复制给子进程。
- 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.
- 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。
int copy_thread(unsigned long clone_flags, unsigned long sp,
unsigned long arg, struct task_struct *p)
{
struct pt_regs *childregs = task_pt_regs(p);
struct task_struct *tsk;
int err;
// 如果是创建的内核线程
if (unlikely(p->flags & PF_KTHREAD)) {
/* kernel thread */
memset(childregs, 0, sizeof(struct pt_regs));
// 内核线程开始执行的位置
p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_kernel_thread;
task_user_gs(p) = __KERNEL_STACK_CANARY;
childregs->ds = __USER_DS;
childregs->es = __USER_DS;
childregs->fs = __KERNEL_PERCPU;
childregs->bx = sp; /* function */
childregs->bp = arg;
childregs->orig_ax = -1;
childregs->cs = __KERNEL_CS | get_kernel_rpl();
childregs->flags = X86_EFLAGS_IF | X86_EFLAGS_FIXED;
p->thread.io_bitmap_ptr = NULL;
return 0;
}
// 复制内核堆栈，并不是全部，只是regs结构体（内核堆栈栈底的程序）
*childregs = *current_pt_regs();
childregs->ax = 0;
if (sp)
childregs->sp = sp;
// 子进程从ret_from_fork开始执行
p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_fork;//调度到子进程时的第一条指令地址，也就是说返回的就是子进程的空间了
task_user_gs(p) = get_user_gs(current_pt_regs());
return err;
}
#ifdef CONFIG_SMP //条件编译，多处理器会用到
struct llist_node wake_entry;
int on_cpu;
struct task_struct *last_wakee;
unsigned long wakee_flips;
unsigned long wakee_flip_decay_ts;
int wake_cpu;
#endif
int on_rq;
int prio, static_prio, normal_prio;
unsigned int rt_priority; //与优先级相关
const struct sched_class *sched_class;
struct sched_entity se;
struct sched_rt_entity rt;
……
struct list_head tasks; //进程链表
#ifdef CONFIG_SMP
struct plist_node pushable_tasks;
struct rb_node pushable_dl_tasks;
#endif
3.创建一个新进程在内核中的执行过程
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；
-
Linux通过复制父进程来创建一个新进程，那么这就给我们理解这一个过程提供一个想象的框架：
- 复制一个PCB——task_struct
$ err = arch_dup_task_struct(tsk, orig); //在这个函数复制父进程的数据结构 - 要给新进程分配一个新的内核堆栈
$ ti = alloc_thread_info_node(tsk, node); - 复制一个PCB——task_struct
$ tsk->stack = ti; //复制内核堆栈
$ 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、进程链表等等都要改
- 从用户态的代码看fork();函数返回了两次，即在父子进程中各返回一次，父进程从系统调用中返回比较容易理解，子进程从系统调用中返回。那它在系统调用处理过程中的哪里开始执行的呢？这就涉及子进程的内核堆栈数据状态和task_struct中thread记录的sp和ip的一致性问题，这是在哪里设定的？copy_thread in copy_process
```
$ *childregs = *current_pt_regs(); //复制内核堆栈
$ childregs->ax = 0; //为什么子进程的fork返回0，这里就是原因
$ 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
```
四、小结
-
Linux通过复制父进程来创建一个新进程，通过调用do_ fork来实现并为每个新创建的进程动态地分配一个task_ struct结构。不论是使用 fork 还是 vfork 来创建进程，最终都是通过 do_fork() 方法来实现的。PS：当子进程获得CPU控制权的时候，它的ret_ from_ fork可以把后面堆栈从iret返回到用户态，这里的用户态是子进程的用户态
-
fork创建的新的子进程是从ret_from_fork开始执行的，然后跳转到syscall_exit，从系统调用中返回。
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Linux中的线程，又是一种特殊的进程。
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为了把内核中的所有进程组织起来，Linux提供了几种组织方式，其中哈希表和双向循环链表方式是针对系统中的所有进程（包括内核线程），而运行队列和等待队列是把处于同一状态的进程组织起来
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fork()函数被调用一次，但返回两次
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新进程如何开始的关键：
copy_thread()中：
p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_fork; //调度到子进程时的第一条指令地址
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。
在设置子进程的ip之前：
p->thread.sp = (unsigned long) childregs; //调度到子进程时的内核栈顶
*childregs = *current_ pt_ regs();
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，其中存放了SAVE ALL中压入栈的参数。
