理解Linux下的进程和程序，分析fork、execve和进程切换

ゝ一世哀愁。 2022-02-27 05:05 428阅读 0赞

本次实验从整体上理解进程创建、可执行文件的加载和进程执行进程切换，重点理解分析fork、execve和进程切换

# 一、理解task\_struct数据结构 #

**进程**是处于执行期的程序以及它所管理的资源（如打开的文件、挂起的信号、进程状态、地址空间等等）的总称。

在linux操作系统下，当触发任何一个事件时，系统都将它定义为一个进程，并且给予这个进程一个ID，即`PID`。

那么如何产生一个进程呢？简单来说就是“执行一个程序或命令”。

Linux内核通过一个被称为进程描述符的task\_struct结构体来管理进程，这个结构体包含了一个进程所需的所有信息。

为了管理进程，操作系统必须对每个进程所做的事情进行清楚的描述，为此，操作系统使用数据结构来代表处理不同的实体，这个数据结构就是通常所说的进程描述符或进程控制块（PCB）。

在linux操作系统下这就是task\_struct结构 ，所属的头文件`#include <sched.h>`每个进程都会被分配一个task\_struct结构，它包含了这个进程的所有信息，在任何时候操作系统都能够跟踪这个结构的信息.

一个进程创建的另一个新进程称为**子进程**。相反地，创建子进程的进程称为**父进程**。  
对于一个普通的用户进程，它的父进程就是执行它的哪个Shell，对于Linux而言，Shell就是bash

# 二、分析fork函数对应的内核处理过程 #

Linux中创建进程一共有三个函数

*  fork，创建子进程
 *  vfork，与fork类似，但是父子进程共享地址空间，而且子进程先于父进程运行。
 *  clone，主要用于创建线程

do\_fork代码：

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;
    
        // ...
    
        // 复制进程描述符，返回创建的task_struct的指针
        p = copy_process(clone_flags, stack_start, stack_size,
                 child_tidptr, NULL, trace);
    
        if (!IS_ERR(p)) { 
            struct completion vfork;
            struct pid *pid;
    
            trace_sched_process_fork(current, p);
    
            // 取出task结构体内的pid
            pid = get_task_pid(p, PIDTYPE_PID);
            nr = pid_vnr(pid);
    
            if (clone_flags & CLONE_PARENT_SETTID)
                put_user(nr, parent_tidptr);
    
            // 如果使用的是vfork，那么必须采用某种完成机制，确保父进程后运行
            if (clone_flags & CLONE_VFORK) { 
                p->vfork_done = &vfork;
                init_completion(&vfork);
                get_task_struct(p);
            }
    
            // 将子进程添加到调度器的队列，使得子进程有机会获得CPU
            wake_up_new_task(p);
    
            // ...
    
            // 如果设置了 CLONE_VFORK 则将父进程插入等待队列，并挂起父进程直到子进程释放自己的内存空间
            // 保证子进程优先于父进程运行
            if (clone_flags & CLONE_VFORK) { 
                if (!wait_for_vfork_done(p, &vfork))
                    ptrace_event_pid(PTRACE_EVENT_VFORK_DONE, pid);
            }
    
            put_pid(pid);
        } else { 
            nr = PTR_ERR(p);
        }
        return nr;
    }

具体流程如下：

*  fork, vfork和clone的系统调用定义是依赖于体系结构的, 因为在用户空间和内核空间之间传递参数的方法因体系结构而异，但他们都调用体系结构无关的`_do_fork`（或者早期的`do_fork`）函数, 负责进程的复制。
 *  `_do_fork`以调用`copy_process`开始, 后者执行生成新的进程的实际工作, 并根据指定的标志复制父进程的数据。在子进程生成后, 内核必须执行一些收尾操作,如复制进程信息，子进程加入调度器等。
 *  `copy_process`流程:调用 `dup_task_struct`复制当前的`task_struct`\->检查进程数限制并初始化CPU 定时器等信息->调用 `sched_fork` 初始化进程数据结构，并把进程状态设置为 `TASK_RUNNING`\->复制所以进程信息并调用`copy_thread_tls`初始化子进程内核栈->为新进程分配设置新的pid。

# 三、使用gdb跟踪分析一个fork系统调用过程 #

使用上次编译好内核的虚拟机环境  
启动menuos  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3o3MTQ0MDU0ODk_size_16_color_FFFFFF_t_70]  
进入gdb调试模式

gdb
    file linux-5.0.1/vmlinux

在这几个地方设置断点

b sys_clone
    b do_fork
    b dup_task_struct
    b copy_process
    b copy_thread
    b ret_from_for

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3o3MTQ0MDU0ODk_size_16_color_FFFFFF_t_70 1]  
根据上述调试方法可以得到如下的结果：  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3o3MTQ0MDU0ODk_size_16_color_FFFFFF_t_70 2]

## 理解编译链接的过程和ELF可执行文件格式 ##

> ELF文件格式包括三种主要的类型：可执行文件、可重定向文件、共享库。  
> 1.可执行文件(应用程序)可执行文件包含了代码和数据，是可以直接运行的程序。  
> 2.可重定向文件(.o)可重定向文件又称为目标文件，它包含了代码和数据(这些数据是和其他重定位文件和共享的object文件一起连接时使用的)。  
> .o文件参与程序的连接(创建一个程序)和程序的执行(运行一个程序)，它提供了一个方便有效的方法来用并行的视角看待文件的内容，这些.o文件的活动可以反映出不同的需要。  
> Linux下，我们可以用gcc -c编译源文件时可将其编译成.o格式。  
> 3.共享文件(\*.so)也称为动态库文件，它包含了代码和数据(这些数据是在连接时候被连接器ld和运行时动态连接器使用的)。动态连接器可能称为ld.so.1，libc.so.1或者 ld-linux.so.1。

静态链接与动态链接  
**静态链接**  
在编译链接时直接将需要的执行代码复制到最终可执行文件中，有点是代码的装在速度块，执 行速度也比较快，对外部环境依赖度低。编译时它会把需要的所有代码都链接进去，应用程序相对较大。

**动态链接**  
动态链接是在程序运行时由操作系统将需要的动态库加载到内存中。动态链接分为装载时动态链接和运行时动态链接。

## 理解Linux系统中进程调度的时机 ##

（1）.中断处理过程（包括时钟中断、I/O中断、系统调用和异常）中，直接调用schedule()，或者返回用户态时根据need\_resched标记调用schedule()；

（2）.内核线程可以直接调用schedule()进行进程切换，也可以在中断处理过程中进行调度，也就是说内核线程作为一类的特殊的进程可以主动调度，也可以被动调度；

（3）.用户态进程无法实现主动调度，仅能通过陷入内核态后的某个时机点进行调度，即在中断处理过程中进行调度。

## 特别关注并仔细分析switch\_to中的汇编代码，理解进程上下文的切换机制，以及与中断上下文切换的关系 ##

（1）.关键函数的调用关系:

schedule() --> context\_switch() --> switch\_to --> \_\_switch\_to()

（2）.代码分析

asm volatile(“pushfl\n\t” /* 保存当前进程的标志位 / “pushl %%ebp\n\t” / 保存当前进程的堆栈基址EBP / “movl %%esp,%[prev_sp]\n\t” / 保存当前栈顶ESP / “movl %[next_sp],%%esp\n\t” / 把下一个进程的栈顶放到esp寄存器中，完成了内核堆栈的切换，从此往下压栈都是在next进程的内核堆栈中。 / “movl $1f,%[prev_ip]\n\t” / 保存当前进程的EIP / “pushl %[next_ip]\n\t” / 把下一个进程的起点EIP压入堆栈 / __switch_canary “jmp __switch_to\n” / 因为是函数所以是jmp，通过寄存器传递参数，寄存器是prev-a，next-d，当函数执行结束ret时因为没有压栈当前eip，所以需要使用之前压栈的eip，就是pop出next_ip。 */
    
    “1:\t” /* 认为next进程开始执行。 / “popl %%ebp\n\t” / restore EBP / “popfl\n” / restore flags / / output parameters 因为处于中断上下文，在内核中 prev_sp是内核堆栈栈顶 prev_ip是当前进程的eip / : [prev_sp] “=m” (prev->thread.sp), [prev_ip] “=m” (prev->thread.ip), //[prev_ip]是标号 “=a” (last), / clobbered output registers: */
    “=b” (ebx), “=c” (ecx), “=d” (edx),
    “=S” (esi), “=D” (edi)

__switch_canary_oparam
    /* input parameters: next_sp下一个进程的内核堆栈的栈顶 next_ip下一个进程执行的起点，一般是$1f，对于新创建的子进程是ret_from_fork*/
    : [next_sp] “m” (next->thread.sp),
    [next_ip] “m” (next->thread.ip),
    
    /* regparm parameters for __switch_to(): */
    [prev] “a” (prev),
    [next] “d” (next)
    
    __switch_canary_iparam
    /* reloaded segment registers */
    “memory”);
    } while (0)

内核在switch\_to中执行如下操作：

1.进程切换, 即esp的切换, 由于从esp可以找到进程的描述符

2.硬件上下文切换, 设置ip寄存器的值, 并jmp到\_\_switch\_to函数

3.堆栈的切换, 即ebp的切换, ebp是栈底指针, 它确定了当前用户空间属于哪个进程

通过系统调用，用户空间的应用程序就会进入内核空间，由内核代表该进程运行于内核空间，这就涉及到上下文的切换，用户空间和内核空间具有不同的地址映射，通用或专用的寄存器组，而用户空间的进程要传递很多变量、参数给内核，内核也要保存用户进程的一些寄存器、变量等，以便系统调用结束后回到用户空间继续执行，所谓的进程上下文，就是一个进程在执行的时候，CPU的所有寄存器中的值、进程的状态以及堆栈中的内容，当内核需要切换到另一个进程时，它需要保存当前进程的所有状态，即保存当前进程的进程上下文，以便再次执行该进程时，能够恢复切换时的状态，继续执行。

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