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

 实验目的

• 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

1. 以fork为例分析中断上下文的切换

　　fork系统调用fork()系统调用用于复制父进程从而创建一个新进程，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。fork()的特殊之处在于：一次调用，两次返回。如果fork()执行出现了问题则会返回一个负数。如果fork()系统调用正常执行，会给父进程返回子进程的pid，给子进程返回0。

　　 fork系统调用是通过do_fork来实现的，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。

代码如下

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;
}

2.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()系统调用的执行过程如下：

1. 陷入内核
2. 校验文件并加载新的可执行文件
3. 新加载的文件根据ELF⽂件映射到进程的地址空间，覆盖原来的进程
4. 设置EIP的值。如果可执行程序是静态链接的程序，或不需要动态链接库，则EIP设置为新的可执行文件的main函数地址，如果可执行程序需要其他的动态链接库，则入口地址是加载器ld的入口地址
5. 返回用户态，程序从新的EIP开始继续执

3.总结

以正在运行的用户态进程X切换到用户态进程Y为例：

• 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