Lab3—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

标签：cfs   ad cs   起点   lazy   gdb   核心   查看   命令   arc   

一、环境搭建

请参考上一篇博客：https://www.cnblogs.com/pghzl-123/p/12825669.html

参考文章：https://blog.csdn.net/zyn19950120/article/details/75948632

二、fork系统调用分析

1、进程创建概述

通过对start_kernel进行分析，我们会注意到Linux内核第一个进程的初始化；

其中，init_task为第?个进程（0号进程）的进程描述符结构体变量，它的初始化是通过硬编码?式固定下来的。除此之外，所有其他进程的初始化都是通过do_fork复制?进程的?式初始化的。

1号和2号进程的创建是start_kernel初始化到最后由rest_ init通kernel_thread创建了两个内核线程：?个是kernel_init，最终把?户态的进程init给启动起来，是所有?户进程的祖先；另?个是kthreadd内核线程，kthreadd内核线程是所有内核线程的祖先，负责管理所有内核线程。

kernel_thread创建进程的过程和shell命令?下启动?个进程时fork创建进程的过程在本质上是?样的，都要通过复制?进程来创建?个?进程。

_do_fork具体进程的创建?概就是把当前进程的描述符等相关进程资源复制?份，从?产??个?进程，并根据?进程的需要对复制的进程描述符做?些修改，然后把创建好的?进程放?运?队列（操作系统原理中的就绪队列）。在进程调度时，新创建的?进程处于就绪状态有机会被调度执?。

2、fork系统调用概览

通过前文，我们大致了解了系统调用的大致处理过程。fork也是一个系统调用，和一般的系统执行过程大致是一样的。尤其从父进程的角度来看，fork的执行过程与一般的系统调用完全一致。

但问题是：fork系统调?创建了?个?进程，?进程复制了?进程中所有的进程信息，包括内核堆栈、进程描述符等，?进程作为?个独?的进程也会被调度，当?进程获得CPU开始运?时，它是从哪?开始运?的呢？从?户态空间来看，就是fork系统调?的下?条指令。但fork系统调?在?进程当中也是返回的，也就是说fork系统调?在内核??变成了??两个进程，?进程正常fork系统调?返回到?户态，fork出来的?进程也要从内核?返回到?户态。那么对于?进程来讲，fork系统调?在内核处理程序中是从何处开始执?的呢？?个新创建的?进程是从哪?代码开始执?的，这是?个关键问题。

fork与一般系统调用的不同之处在于有两次返回：

正常的?个系统调?都是陷?内核态，再返回到?户态，然后继续执?系统调?后的下?条指令。fork和其他系统调?不同之处是它在陷?内核态之后有两次返回，第?次返回到原来的?进程的位置继续向下执?，这和其他的系统调?是?样的。在?进程中fork也返回了?次，会返回到?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?返回到?户态

执行fork时从用户态到内核态的大致过程图如下所示：

 1）通过对内核源码进行分析，fork、vfork、clone这三个系统调用和kernel_thread都可以创建一个新进程，而且都是通过do_for函数来创建的，只是传递的参数不一样。

接下来我们直接对do_fork进行分析，源码位于/linux/kernel/fork.c目录下。

fork的系统调用号

系统调用过程如下：

(1) 通过系统调用号宏以及_syscal()l函数结合cpu寄存器和0x80中断从用户空间到内核空间；

(2)进入内核空间之后，通过system_call对eax寄存器中的系统调用号以及其他寄存器传入的参数进行保存(SAVE ALL)，并通过sys_call_table系统调用表进行查询，找到内部系统调用函数sys_fork(),调用完后，将返回值通过eax寄存器带回用户态,然后RESTORE_ALL,将各个寄存器的值pop.

(3)fork()函数在内核中的实现如图：

3、编写程序，使用fork函数：

 1 #include <stdio.h>
 2 #include <stdlib.h>
 3 #include <unistd.h>
 4 #include <sys/types.h>
 5 #include <sys/wait.h>
 6 
 7 int main(int argc, char* argv[])
 8 {
 9     int pid;
10 
11     pid = fork();
12     if(pid<0)
13     {
14       //error
15        fprintf(stderr,"For Failed");
16        exit(-1);
17     }
18     else if(pid==0)
19     {
20        //child
21        printf("this is child process \n");
22     }
23     else
24     {
25        //parent
26        printf("this is Parent process \n");
27        wait(NULL);
28        printf("child complete \n");
29     }
30     return 0;
31 }

执行结果：

gdb调试跟踪：

开启虚拟机，在__x64_sys_clone ，_do_fork，cpoy_process，dup_task_struct，copy_thread_tls下断点，shell下运行fork可执行文件，查看此时函数栈

 do_fork主要完成了调用copy_process()复制了父进程的信息、获得pid、调用wake_up_new_task将子进程加入调度队列等待获得分配CPU资源运行，进程的创建?作就完成了，?进程就可以等待调度执?，?进程的执?从这?设定的ret_from_fork开始。

copy_process是创建一个进程的主要代码。dup_task_struct复制当前进程（?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?进程置为就绪态）、采?写时复制技术逐?复制所有其他进程资源、调?copy_thread_tls初始化?进程内核栈、设置?进程pid等。其中最关键的就是dup_task_struct复制当前进程（?进程）描述符task_struct和copy_thread_tls初始化?进程内核栈。

如下图所示：

fork执行的整个过程图示如下 ：

(copy_thread_tls在早期版本3.18.6该函数叫copy_thread)

execve系统调用:

前文指出fork和一般系统调用相比，有两次返回，execve也?较特殊。当前的可执?程序在执?，执?到execve系统调?时陷?内核态，在内核???do_execve加载可执??件，把当前进程的可执?程序给覆盖掉。当execve系统调?返回时，返回的已经不是原来的那个可执?程序了，?是新的可执?程序。execve返回的是新的可执?程序执?的起点，静态链接的可执??件也就是main函数的?致位置，动态链接的可执??件还需要ld链接好动态链接库再从main函数开始执?。

execve系统调?的内核处理过程：

Linux系统?般会提供了execl、execlp、execle、execv、execvp和execve等6个?以加载执??个可执??件的库函数，这些库函数统称为exec函数，差异在于对命令?参数和环境变量参数的传递?式不同。exec函数都是通过execve系统调?进?内核，对应的系统调?内核处理函数为sys_execve或__x64_sys_execve，它们都是通过调?do_execve来具体执?加载可执??件的?作。

execve()系统调用的实质是运行的内核态的sys_execve()函数，大致处理过程如下：

整体的调?关系为

sys_execve()或__x64_sys_execve

-> do_execve()   //读取128字节的文件头部，以此判断可执行文件的类型 

–>do_execveat_common() 

-> __do_execve_file

-> exec_binprm()

-> search_binary_handler()  //去搜索和匹配合适的可执行文件装载处理过程 

->load_elf_binary()  //ELF文件由load_elf_binary()负责装载 

-> start_thread()  //由load_elf_binary()调用负责创建新进程的堆栈

进程切换和系统的一般执行过程：

1、进程调度的时机

1）中断：中断在本质上都是软件或者硬件发?了某种情形?通知处理器的?为，处理器进?停?正在运?的当前进程，对这些通知做出相应反应，即转去执?预定义的中断处理程序（内核代码??），这就需要从进程的指令流?切换出来

中断能起到暂停当前进程指令流（Linux内核中称为thread）转去执?中断处理程序的作?，中断处理程序是与当前进程指令流独?的内核代码指令流。从?户程序的?度看进程调度的时机?般都是中断处理后和中断返回前的时机点进?，只有内核线程可以直接调?schedule函数主动发起进程调度和进程切换。

中断的类型：

• 硬中断：也称为外部中断，就是CPU的两根引脚（可屏蔽中断和不可屏蔽中断）的电平信号。
• 软中断/异常：也称为内部中断，包括除零错误、系统调?、调试断点等，在CPU执?指令过程中发?的各种特殊情况统称为异常。异常会导致程序?法继续执?，?跳转到CPU预设的处理函数。包括“故障、退出、陷阱（系统调用）

2）schedule函数：Linux内核通过schedule函数实现进程调度，schedule函数负责在运?队列中选择?个进程，然后把它切换到CPU上执?。

调?schedule函数的时机主要分为两类：

• 中断处理过程中的进程调度时机，中断处理过程中会在适当的时机检测need_resched标记，决定是否调?schedule()函数
  
• 内核线程主动调?schedule()，如内核线程等待外设或主动睡眠等情形下，或者在适当的时机检测need_resched标记，决定是否主动调?schedule函数。
  

 2、上下文

一般来说，CP任何时刻都处于以下三种情况之一：

• 运?于?户态，执??户进程上下?。
• 运?于内核空间，处于进程（内核线程）上下?。
• 运?于内核空间，处于中断（中断处理程序ISR，包括系统调?处理过程）上下?。

3、简单总结进程调度时机

• ?户进程上下?中主动调?特定的系统调?进?中断上下?，系统调?返回?户态之前进?进程调度。
• 内核线程或可中断的中断处理程序，执?过程中发?中断进?中断上下?，在中断返回前进?进程调度。
• 内核线程主动调?schedule函数进?进程调度。
• 中断处理程序执?过程主动调?schedule函数进?进程调度，与前述两类调度时机对应

4、Linux调度策略

Linux系统中常?的?种调度策略为

• SCHED_NORMAL：引?的CFS（Complete Fair Scheduler）调度管理程序。
• SCHED_FIFO：采?先进先出的策略，对于所有相同优先级的进程，最先进?就绪队列的进程总能优先获得调度，直到其主动放弃CPU
• SCHED_RR：采?更加公平的轮转策略，?FIFO多?个时间?，使得相同优先级的实时进程能够轮流获得调度，每次运??个时间?。
• SCHED_BATCH

SCHED_NORMAL是?于普通进程的调度类，

SCHED_FIFO和SCHED_RR是?于实时进程的调度类，优先级?于SCHED_NORMAL

CFS即为完全公平调度算法，其基本原理是基于权重的动态优先级调度算法。每个进程使?CPU的顺序由进程已使?的CPU虚拟时间（vruntime）决定，已使?的虚拟时间越少，进程排序就越靠前，进程再次被调度执?的概率也就越?。每个进程每次占?CPU后能够执?的时间（ideal_runtime）由进程的权重决定，并且保证在某个时间周期（__sched_period）内运?队列?的所有进程都能够?少被调度执??次。

5、进程上下文切换

为了控制进程的执?，内核必须有能?挂起正在CPU上运?的进程，并恢复执?以前挂起的某个进程。这种?为被称为进程切换，任务切换或进程上下?切换。尽管每个进程可以拥有属于??的地址空间，但所有进程必须共享CPU及寄存器。因此在恢复?个进程执?之前，内核必须确保每个寄存器装?了挂起进程时的值。进程恢复执?前必须装?寄存器的?组数据，称为进程的CPU上下?。

进程上下文包含了进程执行需要的所有信息：

• ?户地址空间：包括程序代码、数据、?户堆栈等。
  
• 控制信息：进程描述符、内核堆栈等
• 进程的CPU上下?，相关寄存器的值

进程切换就是变更进程上下文，最核心的是几个关键寄存器的的保存与变换：

• CR3寄存器代表进程??录表，即地址空间、数据。
• 内核堆栈栈顶寄存器sp代表进程内核堆栈（保存函数调?历史），进程描述符（最后的成员thread是关键）和内核堆栈存储于连续存取区域中，进程描述符存在内核堆栈的低地址，栈从?地址向低地址增?，因此通过栈顶指针寄存器还可以获取进程描述符的起始地址。
  
• 指令指针寄存器ip代表进程的CPU上下?，即要执?的下条指令地址。

进程切换关键环节示意图：

 进程上下?切换时需要保存要切换进程的相关信息（如thread.sp与thread.ip），这与中断上下?的切换是不同的。

• 中断是在?个进程当中从进程的?户态到进程的内核态，或从进程的内核态返回到进程的?户态，
• 切换进程需要在不同的进程间切换。但?般进程上下?切换是嵌套到中断上下?切换中的，
• ?如前述系统调?作为?种中断先陷?内核，即发?中断保存现场和系统调?处理过程。其中调?了schedule函数发?进程上下?切换，当系统调?返回到?户态时会恢复现场，?此完成了保存现场和恢复现场，即完成了中断上下?切换

6、Linux系统的一般执行过程

以正在运行的用户态进程X切换到用户态进程Y为例具体表述如下：

• 正在运行的用户态进程X
• 发生中断（包括异常、系统调用等），硬件完成以下动作：1）save cs:eip/ss:eip/eflags：当前CPU上下文压入用户态进程X的内核堆栈；2）load cs:eip/ss:esp：加载当前进程内核堆栈相关信息，跳转到中断处理程序处，即中断处理程序的起点
• SAVE_ALL，保存现场，此时完成了中断上下文的切换，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函数进行进程上下文切换。将当前用户进程X的内核堆栈切换到挑选出的next进程Y的内核堆栈，并完成进程上下文所需的EIP等寄存器的状态切换；
• 标号1，即$1f，之后开始运行用户态进程Y
• restore_all，恢复现场，与SAVE_ALL保存现场相对应
• 从Y进程的内核堆栈弹出步骤2硬件完成的压栈内容，此时完成中断上下文的切换，即从进程Y的内核态返回进程Y的用户态；
• 继续运行进程Y

关键点包括：

• 中断和中断返回有CPU硬件上下文的切换
• 进程调度过程中有进程上下文的切换，而进程上下文的切换包括：从一个进程的地址空间切换到另一个进程的地址空间；从一个进程的内核堆栈切换到另一个进程的内核堆栈；还有诸如EIP等寄存器状态的切换

Lab3—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

标签：cfs   ad cs   起点   lazy   gdb   核心   查看   命令   arc   

原文地址：https://www.cnblogs.com/pghzl-123/p/13094732.html