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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实验要求:
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
一、fork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。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。。fork给父进程返回子进程pid,给其拷贝出来的子进程返回0,这也是他的特点之一,一次调用,两次返回,所以与一般的系统调用处理流程也必定不同。
Linux下用于创建进程的API有三个fork,vfork和clone,这三个函数分别是通过系统调用sys_fork,sys_vfork以及sys_clone实现的(目前讨论的都是基于x86架构的)。而且这三个系统调用,都是通过do_fork来实现的,只是传入了不同的参数。所以我们可以得出结论:所有的子进程是在do_fork实现创建和调用的。
查看do_fork的代码:
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; /* * 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; }
不难发现,创建新进程是由copy_process()这个函数实现的,copy_process()做的主要工作如下:
p = dup_task_struct(current);
为新进程创建一个内核栈、thread_iofo和task_struct,这里完全copy父进程的内容,所以到目前为止,父进程和子进程是没有任何区别的- 为新进程在其内存上建立内核堆栈
- 对子进程task_struct任务结构体中部分变量进行初始化设置,检查所有的进程数目是否已经超出了系统规定的最大进程数,如果没有的话,那么就开始设置进程描诉符中的初始值,从这开始,父进程和子进程就开始区别开了。
- 父进程的有关信息复制给子进程,建立共享关系
- 设置子进程的状态为不可被TASK_UNINTERRUPTIBLE,从而保证这个进程现在不能被投入运行,因为还有很多的标志位、数据等没有被设置
- 复制标志位(falgs成员)以及权限位(PE_SUPERPRIV)和其他的一些标志
- 调用get_pid()给子进程获取一个有效的并且是唯一的进程标识符PID
return ret_from_fork;
返回一个指向子进程的指针,开始执行
进程的创建过程大致是父进程通过fork系统调用进入内核_ do_fork函数,如下图所示复制进程描述符及相关进程资源(采用写时复制技术)、分配子进程的內核堆栈并对內核堆栈和 thread等进程关键上下文进行初始化,最后将子进程放入就绪队列,fork系统调用返回;而子进程则在被调度执行时根据设置的內核堆栈和thread等进程关键上下文开始执行。
二、execve系统调用
execve作用:进程创建的过程中,子进程先按照父进程复制出来,然后与父进程分离,单独执行一个可执行程序。这要用到系统调用execve。在调?execve系统调?时,当前的执?环境是从?进程复制过来的,execve系统调?加载完新的可执?程序之后已经覆盖了原来?进程的上下?环境。 execve在内核中帮我们重新布局了新的?户态执?环境即初始化了进程的用户态堆栈
正常的一个系统调用都是陷入内核态,再返回到用户态,然后继续执行系统调用后的下一条指令。上文讲到,fork和其他系统调用不同之处是它在陷入内核态之后有两次返回,第一次返回到原来的父进程的位 置继续向下执行,这和其他的系统调用是一样的。在子进程中fork也返回了一次,会返回到一个特定的点——ret_from_fork,通过内核构造的堆栈环境,它可以正常系统调用返回到用户态,所以它 稍微特殊一点。同样,execve也比较特殊。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。所以fork一般于execve相互配合启动一个新程序。用户态函数库提供了exec函数族来通过execve系统调用加载执行一个可执行文件,它们的差异在于对命令行参数和环境变量参数的传递方式不同。64位下,execve系统调用号为56,函数入口为__x64_sys_execve。
该系统调用的实现位于fs/exec.c中:
SYSCALL_DEFINE3(execve, const char __user *, filename, const char __user *const __user *, argv, const char __user *const __user *, envp) { return do_execve(getname(filename), argv, envp); }
其调用了do_execve,后者调用了do_execveat_common,最终的工作由__do_execve_file完成。这仍然是很长的一段函数实现,我们选取关键代码:
/* * sys_execve() executes a new program. */ static int __do_execve_file(int fd, struct filename *filename, struct user_arg_ptr argv, struct user_arg_ptr envp, int flags, struct file *file) { char *pathbuf = NULL; struct linux_binprm *bprm; struct files_struct *displaced; int retval; // ... bprm->file = file; // ... retval = prepare_binprm(bprm); // ... retval = copy_strings(bprm->envc, envp, bprm); // ... retval = exec_binprm(bprm); // ... return retval; }
该函数的主要功能是从文件中载入ELF可执行文件并执行。其中exec_binprm实际执行了文件。后者的关键是调用search_binary_handler,这是真正替换进程镜像的地方。
static int exec_binprm(struct linux_binprm *bprm) { pid_t old_pid, old_vpid; int ret; ? /* Need to fetch pid before load_binary changes it */ old_pid = current->pid; rcu_read_lock(); old_vpid = task_pid_nr_ns(current, task_active_pid_ns(current->parent)); rcu_read_unlock(); ? ret = search_binary_handler(bprm); if (ret >= 0) { audit_bprm(bprm); trace_sched_process_exec(current, old_pid, bprm); ptrace_event(PTRACE_EVENT_EXEC, old_vpid); proc_exec_connector(current); } ? return ret; }
execve系统调用的过程总结如下:
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execve系统调用陷入内核,并传入命令行参数和shell上下文环境
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execve陷入内核的第一个函数:do_execve,该函数封装命令行参数和shell上下文
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do_execve调用do_execveat_common,后者进一步调用__do_execve_file,打开ELF文件并把所有的信息一股脑的装入linux_binprm结构体
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__do_execve_file中调用search_binary_handler,寻找解析ELF文件的函数
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search_binary_handler找到ELF文件解析函数load_elf_binary
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load_elf_binary解析ELF文件,把ELF文件装入内存,修改进程的用户态堆栈(主要是把命令行参数和shell上下文加入到用户态堆栈),修改进程的数据段代码段
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load_elf_binary调用start_thread修改进程内核堆栈(特别是内核堆栈的ip指针)
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进程从execve返回到用户态后ip指向ELF文件的main函数地址,用户态堆栈中包含了命令行参数和shell上下文环境
三、对比fork、execve和普通的系统调用
系统调用可以视为一种特殊的中断,老的32位linux就是采用int 0x80中断指令进入内核,因此自然涉及中断上下文,也就是切换到用户内核栈,同时保存相关的寄存器使得中断结束后能够正常返回。
而fork系统调用特殊之处在于他创建了一个新的进程,且有两次返回。对于fork的父进程来说,fork系统调用和普通的系统调用并无两样。但是对fork子进程来说,需要设置子进程的进程上下文环境,这样子进程才能从fork系统调用后返回。
而对于execve而言,由于execve使得新加载可执?程序已经覆盖了原来?进程的上下?环境,而原来的中断上下文就是保存的是原来的、被覆盖的进程的上下文,因此需要修改原来的中断上下文,使得系统调用返回后能够指向现在加载的这个可执行程序的入口,比如main函数的地址(静态链接下)。
四、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、中断上下文
为了快速响应硬件的事件,中断处理会打断进程的正常调度和执行,转而调用中断处理程序,响应设备事件。而在打断其他进程时,就需要将进程当前的状态保存下来,这样在中断结束后,进程仍然可以从原来的状态恢复运行
跟进程上下文不同,中断上下文切换并不涉及到进程的用户态。所以,即便中断过程打断了一个正处于用户态的进程,也不需要保存和恢复这个进程的虚拟内存、全局变量等用户态资源。中断上下文,其实只包括内核态中断服务程序执行所必需的状态,包括CPU寄存器、内核堆栈、硬件中断参数等。
对同一个CPU来说,中断处理比进程拥有更高的优先级,所以中断上下文切换并不会与进程上下文切换同时发生。同样道理,由于中断会打断正常进程的调度和执行,所以大部分中断处理程序都短小精悍,以便尽可能快的执行结束。
中断是由软硬件触发中断,查找IDT表内相应中断门,SAVE_ALL宏在栈中保存中断处理程序可能会使用的所有CPU寄存器(eflags、cs、eip、ss、esp已由硬件自动保存),并将栈顶地址保存到eax寄存器中来形成。然后中断处理程序调用do_IRQ(pt_regs*)函数,查找irq_desc数组来执行具体的中断逻辑。
2、进程上下文
进程则是资源拥有的基本单wei,进程切换是由内核实现的,所以进程上下?切换过程中最关键的栈顶寄存器sp切换是通过进程描述符的thread.sp实现的,指令指针寄存器ip的切换是在内核堆栈切换的基础上巧妙利?call/ret指令实现的。 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。
进程的上下文不仅包括了虚拟内存、栈、全局变量等用户空间的资源,还包括了内核堆栈、寄存器等内核空间的状态。因此进程的上下文切换就比系统调用时多了一步:在保存当前进程的内核状态和CPU寄存器之前,需要先把该进程的虚拟内存、栈等保存下来;而加载下一进程的内核态后,还需要刷新进程的虚拟内存和用户栈。
3、分析linux系统的一般执行过程
首先是正在运行的用户态进程发生中断(包括异常、系统调用等),CPU完成load cs:rip(entry of a specific ISR),即跳转到中断处理程序入口。
中断上下文切换,具体包括如下几点:
1.swapgs指令保存现场即保存当前CPU寄存器状态。
2.rsp point to kernel stack,加载当前进程内核堆栈栈顶地址到RSP寄存器。
3.save cs:rip/ss:rsp/rflags:将当前CPU关键上下文压入中断进程的内核堆栈,快速系统调用是由系统调用入口处的汇编代码实现的。
此时完成了中断上下文切换,即从中断进程的用户态到内核态。
中断处理过程中或中断返回前调用了schedule函数,其中完成了进程调度算法选择next进程、进程地址空间切换、以及switch_to关键的进程上下文切换等。
switch_to调用了__switch_to_asm汇编代码做了关键的进程上下文切换。将当前进程的内核堆栈切换到进程调度算法选出来的next进程的内核堆栈,
并完成了进程上下文所需的指令指针寄存器状态切换。之后开始运行切换进程。中断上下文恢复,与中断上下文切换相对应。
内容总结
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