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

一、实验要求

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。

二、实验目的

总结分析Linux系统的一般执行过程；
对Linux系统的整体运作形成一套逻辑自洽的模型；
将所学的各种OS和Linux内核知识/原理融通进模型中。

三、实验环境

　　ubuntu-16.04.6（实验楼环境：https://www.shiyanlou.com/courses/195/learning/?id=725）

四、实验相关

　1、关于fork函数系统调用

　　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。它不需要参数并返回一个整数值。下面是fork（）返回的不同值：

　　　　负值：创建子进程失败。
　　零：返回到新创建的子进程。
　　正值：返回父进程或调电者。该值包含新创建的子进程的进程ID

#include <unistd.h>
#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
int main (){
          pid_t pid;
          pid = fork();
          if (pid < 0){
                  printf("error in fork!\n");
          }
          else if (pid == 0){
                  printf("i am the child process, my process id is %d\n",getpid());
          }
          else{
                  printf("i am the parent process, my process id is %d\n",getpid());
         }
         return 0;
}

fork之后，操作系统会复制一个与父进程全然同样的子进程，虽说是父子关系，可是在操作系统看来，他们更像兄弟关系，这2个进程共享代码空间，可是数据空间是互相独立的，子进程数据空间中的内容是父进程的完整拷贝，指令指针也全然同样，但仅仅有一点不同，假设fork成功，子进程中fork的返回值是0，父进程中fork的返回值是子进程的进程号，假设fork不成功，父进程会返回错误。

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

函数原型

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;

    /*
    * 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 ((clone_flags & CSIGNAL) != SIGCHLD)
            trace = PTRACE_EVENT_CLONE;
        else
            trace = PTRACE_EVENT_FORK;
    
        if (likely(!ptrace_event_enabled(current, trace)))
            trace = 0;
    }
    
    p = copy_process(clone_flags, stack_start, stack_size,
        child_tidptr, NULL, trace);
    /*
    * Do this prior waking up the new thread - the thread pointer
    * might get invalid after that point, if the thread exits quickly.
    */
    if (!IS_ERR(p)) {
        struct completion vfork;
        struct pid *pid;
    
        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, parent_tidptr);
    
        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);
    } else {
        nr = PTR_ERR(p);
    }
    return nr;

}

2、关于execve函数系统调用

execve()用来执行参数filename字符串所代表的文件路径，第二个参数是利用指针数组来传递给执行文件，并且需要以空指针(NULL)结束，最后一个参数则为传递给执行文件的新环境变量数组。

#include <unistd.h>  
  
int main(int arg,char **args)  
{  
    //char *name="/usr/bin/ls";  
    char *argv[]={"ls","-l","/home/shiyanlou/Desktop",NULL};  
    char *envp[]={0,NULL};
    execve("/bin/ls",argv,envp);  
}

argv是要调用的程序执行的参数序列，也就是我们要调用的程序需要传入的参数。

envp 同样也是参数序列，一般来说他是一种键值对的形式 key=value. 作为我们是新程序的环境。

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3、进程切换的关键代码switch_to分析

1、进程的切换

　　（1）为了控制进程的执行，内核必须有能力挂起正在CPU上执行的进程，并恢复以前挂起的某个进程的执行，这叫做进程切换、任务切换、上下文切换；

　　（2）挂起正在CPU上执行的进程，与中断时保存现场是不同的，中断前后是在同一个进程上下文中，只是由用户态转向内核态执行；

　　（3）进程上下文包含了进程执行需要的所有信息

　　　　　　1）用户地址空间：包括程序代码，数据，用户堆栈等

　　　　　　2）控制信息：进程描述符，内核堆栈等

　　　　　　3）硬件上下文（注意中断也要保存硬件上下文只是保存的方法不同）

2、schedule()函数选择一个新的进程来运行，并调用context_switch进行上下文的切换，这个宏调用switch_to来进行关键上下文切换

　　（1）next = pick_ next_task(rq, prev);//进程调度算法都封装这个函数内部

　　（2）context_switch(rq, prev, next);//进程上下文切换

　　（3）switch_to利用了prev和next两个参数：prev指向当前进程，next指向被调度的进程

#define switch_to(prev,next,last) do {                    
    asm volatile(
        "pushl %%esi\n\t""pushl %%edi\n\t""pushl %%ebp\n\t""movl %%esp,%0\n\t"    /* save ESP */"movl %3,%%esp\n\t"    /* restore ESP */"movl $1f,%1\n\t"        /* save EIP */"pushl %4\n\t"        /* restore EIP */"jmp __switch_to\n""1:\t""popl %%ebp\n\t""popl %%edi\n\t""popl %%esi\n\t"                    
        :"=m" (prev->thread.esp), "=m" (prev->thread.eip), 
        "=b" (last)                    
        :"m" (next->thread.esp), "m" (next->thread.eip), 
        "a" (prev), "d" (next), 
        "b" (prev));                    
} while (0)

4、Linux系统的一般执行过程

两个进程间的切换：

正在运行的用户态进程X
发生中断——save cs:eip/esp/eflags(current) to kernel stack,then load cs:eip(entry of a specific ISR) and ss:esp(point to kernel stack).
SAVE_ALL //保存现场
中断处理过程中或中断返回前调用了schedule()，其中的switch_to做了关键的进程上下文切换
标号1之后开始运行用户态进程Y(这里Y曾经通过以上步骤被切换出去过因此可以从标号1继续执行)
restore_all //恢复现场
iret - pop cs:eip/ss:esp/eflags from kernel stack
继续运行用户态进程Y

中断：

通过中断处理过程中的调度时机，用户态进程与内核线程之间互相切换和内核线程之间互相切换，与最一般的情况非常类似，只是内核线程运行过程中发生中断没有进程用户态和内核态的转换；
内核线程主动调用schedule()，只有进程上下文的切换，没有发生中断上下文的切换，与最一般的情况略简略；
创建子进程的系统调用在子进程中的执行起点及返回用户态，如fork；
加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如execve；

五、总结

1、Linux进程调度是基于分时和优先级的。

　　2、Linux中，内核线程是只有内核态没有用户态的特殊进程。

　　3、内核可以看作各种中断处理过程和内核线程的集合。

　　4、Linux系统的一般执行过程可以抽象成正在运行的用户态进程X切换到运行用户态进程Y的过程。

　　5、Linux中，内核线程可以主动调度，主动调度时不需要中断上下文的切换。

　　6、Linux内核调用schedule()函数进行调度，并调用context_switch进行上下文的切换，这个宏调用switch_to来进行关键上下文切换。

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

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