实验内容

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

• 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

fork系统调用分析

fork系统调用用于创建一个新进程，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。创建新的子进程后，两个进程将执行fork（）系统调用之后的下一条指令。子进程使用相同的pc（程序计数器），相同的CPU寄存器，在父进程中使用的相同打开文件。调用fork之后，数据、堆、栈有两份，代码仍然为一份但是这个代码段成为两个进程的共享代码段都从fork函数中返回。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。其大致调用过程如下图所示:

可以看到其最终调用了do_fork()方法。对于fork调用该方法主要执行了三个步骤：1）copy_process将父进程运行环境复制到子进程；2）wake_up_new_task计算调度相关参数，并将子进程的PCB加入到调度队列，并设置为可调度的；3）如果是vfork则将父进程加入等待队列，等待子进程完成

其中copy_process的指令逻辑为：

1）调用 dup_task_struct 复制当前进程的task_struct；

2）将新进程相关的数据结构和进程状态初始化；

3）复制父进程信息；

4）调用 copy_thread_tls 初始化子进程内核栈；

5）设置子进程pid；

6）建立亲属关系链接，并将新进程插入全局进程队列 copy_thread_tls: 拷贝父进程系统堆栈内容；

7）执行childregs->ax = 0语句，该代码将子进程的 eax 赋值为0，do_fork返回后会从eax读取返回值，所以为0；

8）执行p->thread.eip = (unsigned long) ret_from_fork;将子进程的 eip 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。

execve系统调用分析

execve系统调用的作用是运行另外一个指定的程序。它会把新程序加载到当前进程的内存空间内，当前的进程会被丢弃，它的堆、栈和所有的段数据都会被新进程相应的部分代替，然后会从新程序的初始化代码和 main 函数开始运行。同时，进程的 ID 将保持不变。execve() 系统调用通常与 fork() 系统调用配合使用。从一个进程中启动另一个程序时，通常是先 fork() 一个子进程，然后在子进程中使用 execve() 变身为运行指定程序的进程。 例如，当用户在 Shell 下输入一条命令启动指定程序时，Shell 就是先 fork() 了自身进程，然后在子进程中使用 execve() 来运行指定的程序。

跟一般的系统调用不同，execve的调用过程中有一点特殊之处。当前的可执行程序在执行，执行到execve系统调用时陷入内核态，在内核里面用do_execve加载可执行文件，把当前进程的可执行程序给覆盖掉。当execve系统调用返回时，返回的已经不是原来的那个可执行程序了，而是新的可执行程序。execve返回的是新的可执行程序执行的起点，静态链接的可执行文件也就是main函数的大致位置，动态链接的可执行文件还需要ld链接好动态链接库再从main函数开始执行。

execve具体的调用过程为：

1.陷入内核

2.加载新的进程，并且将新的进程覆盖原进程的空间

3.将新的进程的入口地址设置为IP值

4.切换回用户态，继续执行原来的进程。

其最核心的do_execve主要流程如下图所示：

Linux内核的一般执行过程