分析Linux内核创建一个新进程的过程
基础知识概括
- 操作系统内核实现操作系统的三大管理功能，即进程管理功能，内存管理和文件系统。对应的三个抽象的概念是进程，虚拟内存和文件。其中，操作系统最核心的功能是进程管理。
- 进程标识值：内核通过唯一的PID来标识每个进程。
- 进程状态：进程描述符中state域描述了进程的当前状态。
- iret与int 0x80指令对应，一个是离开系统调用弹出寄存器值，一个是进入系统调用压入寄存器的值。
- fork()函数最大的特点就是被调用一次，返回两次，在父进程中返回新创建子进程的 pid；在子进程中返回 0。
- 在Linux中，fork，vfork和clone这3个系统调用都通过do_fork来实现进程的创建
- 在Linux中1号进程是所有用户态进程的祖先，2号进程是所有内核线程的祖先
进程控制块PCB——task_struct，为了管理进程，内核必须对每个进程进行清晰的描述，进程描述符提供了内核所需了解的进程信息。
struct task_struct {
volatile long state; /* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped 进程状态，-1表示不可执行，0表示可执行，大于1表示停止*/
void *stack; //内核堆栈
atomic_t usage;
unsigned int flags; /* per process flags, defined below 进程标识符 * /
unsigned int ptrace;
进程的创建
1.道生一（start_ kernel...rest_init），一生二(kernel_ init和kthreadd)，二生三（即前面的0、1、2三个进程），三生万物（1号进程是所有用户态进程的祖先，2号进程是所有内核线程的祖先）start_ kernel创建了rest_init，也就是0号进程。而0号进程又创建了两个线程，一个是kernel_ init，也就是1号进程，这个进程最终启动了用户态；另一个是kthreadd内核线程是所有内核线程的祖先，负责管理所有内核线程。0号进程是固定的代码，1号进程是通过复制0号进程PCB之后在此基础上做修改得到的。
2.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。Linux中所有的进程创建都是基于复制的方式，Linux通过复制父进程来创建一个新进程,通过调用do_ fork来实现。然后对子进程做一些特殊的处理。而Linux中的线程，又是一种特殊的进程。根据代码的分析，do_ fork中，copy_ process管子进程运行的准备，wake_ up_ new_ task作为子进程forking的完成。
3.fork系统调用
vfork系统调用
clone系统调用
通过上面的代码我们可以看出来fork、vfork 和 clone 三个系统调用都可以创建一个新进程，而且都是通过 do_fork 来创建进程，只不过传递的参数不同。
4.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;
// ...
// 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;
}
从上面的代码中我们可以分析出来do_fork函数的作用：
- 调用copy_process，将当期进程复制一份出来为子进程，并且为子进程设置相应地上下文信息。
- 初始化vfork的完成处理信息（如果是vfork调用）
- 调用wake_up_new_task，将子进程放入调度器的队列中，此时的子进程就可以被调度进程选中，得以运行。
- 如果是vfork调用，需要阻塞父进程，知道子进程执行exec。
5.copy_process的部分代码：
static struct task_struct *copy_process(unsigned long clone_flags,
unsigned long stack_start,
unsigned long stack_size,
int __user *child_tidptr,
struct pid *pid,
int trace)
{
int retval;
struct task_struct *p;
...
retval = security_task_create(clone_flags);//安全性检查
...
p = dup_task_struct(current); //复制PCB,为子进程创建内核栈、进程描述符
ftrace_graph_init_task(p);
···
retval = -EAGAIN;
// 检查该用户的进程数是否超过限制
if (atomic_read(&p->real_cred->user->processes) >=
task_rlimit(p, RLIMIT_NPROC)) {
// 检查该用户是否具有相关权限，不一定是root
if (p->real_cred->user != INIT_USER &&
!capable(CAP_SYS_RESOURCE) && !capable(CAP_SYS_ADMIN))
goto bad_fork_free;
}
...
// 检查进程数量是否超过 max_threads，后者取决于内存的大小
if (nr_threads >= max_threads)
goto bad_fork_cleanup_count;
if (!try_module_get(task_thread_info(p)->exec_domain->module))
goto bad_fork_cleanup_count;
...
spin_lock_init(&p->alloc_lock); //初始化自旋锁
init_sigpending(&p->pending); //初始化挂起信号
posix_cpu_timers_init(p); //初始化CPU定时器
···
retval = sched_fork(clone_flags, p); //初始化新进程调度程序数据结构，把新进程的状态设置为TASK_RUNNING,并禁止内核抢占
...
// 复制所有的进程信息
shm_init_task(p);
retval = copy_semundo(clone_flags, p);
...
retval = copy_files(clone_flags, p);
...
retval = copy_fs(clone_flags, p);
...
retval = copy_sighand(clone_flags, p);
...
retval = copy_signal(clone_flags, p);
...
retval = copy_mm(clone_flags, p);
...
retval = copy_namespaces(clone_flags, p);
...
retval = copy_io(clone_flags, p);
...
retval = copy_thread(clone_flags, stack_start, stack_size, p);// 初始化子进程内核栈
...
//若传进来的pid指针和全局结构体变量init_struct_pid的地址不相同，就要为子进程分配新的pid
if (pid != &init_struct_pid) {
retval = -ENOMEM;
pid = alloc_pid(p->nsproxy->pid_ns_for_children);
if (!pid)
goto bad_fork_cleanup_io;
}
...
p->pid = pid_nr(pid); //根据pid结构体中获得进程pid
//若 clone_flags 包含 CLONE_THREAD标志，说明子进程和父进程在同一个线程组
if (clone_flags & CLONE_THREAD) {
p->exit_signal = -1;
p->group_leader = current->group_leader; //线程组的leader设为子进程的组leader
p->tgid = current->tgid; //子进程继承父进程的tgid
} else {
if (clone_flags & CLONE_PARENT)
p->exit_signal = current->group_leader->exit_signal;
else
p->exit_signal = (clone_flags & CSIGNAL);
p->group_leader = p; //子进程的组leader就是它自己
p->tgid = p->pid; //组号tgid是它自己的pid
}
...
if (likely(p->pid)) {
ptrace_init_task(p, (clone_flags & CLONE_PTRACE) || trace);
init_task_pid(p, PIDTYPE_PID, pid);
if (thread_group_leader(p)) {
...
// 将子进程加入它所在组的哈希链表中
attach_pid(p, PIDTYPE_PGID);
attach_pid(p, PIDTYPE_SID);
__this_cpu_inc(process_counts);
} else {
...
}
attach_pid(p, PIDTYPE_PID);
nr_threads++; //增加系统中的进程数目
}
...
return p; //返回被创建的子进程描述符指针P
...
}
通过上面的代码我们可以知道copy_process函数的主要作用：
- 创建进程描述符以及子进程所需要的其他所有数据结构，为子进程准备运行环境
- 调用dup_task_struct复制一份task_struct结构体，作为子进程的进程描述符。
- 复制所有的进程信息
- 调用copy_thread，设置子进程的堆栈信息，为子进程分配一个pid。
6.dup_task_struct的代码：
static struct task_struct *dup_task_struct(struct task_struct *orig)
{
struct task_struct *tsk;
struct thread_info *ti;
int node = tsk_fork_get_node(orig);
int err;
// 分配一个task_struct结点
tsk = alloc_task_struct_node(node);
if (!tsk)
return NULL;
// 分配一个thread_info结点，其实内部分配了一个union，包含进程的内核栈
// 此时ti的值为栈底，在x86下为union的高地址处。
ti = alloc_thread_info_node(tsk, node);
if (!ti)
goto free_tsk;
err = arch_dup_task_struct(tsk, orig);
if (err)
goto free_ti;
// 将栈底的值赋给新结点的stack
tsk->stack = ti;
...
/*
* One for us, one for whoever does the "release_task()" (usually
* parent)
*/
// 将进程描述符的使用计数器置为2
atomic_set(&tsk->usage, 2);
#ifdef CONFIG_BLK_DEV_IO_TRACE
tsk->btrace_seq = 0;
#endif
tsk->splice_pipe = NULL;
tsk->task_frag.page = NULL;
account_kernel_stack(ti, 1);
// 返回新申请的结点
return tsk;
free_ti:
free_thread_info(ti);
free_tsk:
free_task_struct(tsk);
return NULL;
}
通过上面的部分代码我们可知：
- 先调用alloc_task_struct_node分配一个task_struct结构体。
- 调用alloc_thread_info_node，分配了一个union。这里分配了一个thread_info结构体，还分配了一个stack数组。返回值为ti，实际上就是栈底。
- tsk->stack = ti将栈底的地址赋给task的stack变量。
- 最后为子进程分配了内核栈空间。
- 执行完dup_task_struct之后，子进程和父进程的task结构体，除了stack指针之外，完全相同
7.copy_thread的代码：
// 初始化子进程的内核栈
int copy_thread(unsigned long clone_flags, unsigned long sp,
unsigned long arg, struct task_struct *p)
{
// 取出子进程的寄存器信息
struct pt_regs *childregs = task_pt_regs(p);
struct task_struct *tsk;
int err;
// 栈顶 空栈
p->thread.sp = (unsigned long) childregs;
p->thread.sp0 = (unsigned long) (childregs+1);
memset(p->thread.ptrace_bps, 0, sizeof(p->thread.ptrace_bps));
// 如果是创建的内核线程
if (unlikely(p->flags & PF_KTHREAD)) {
/* kernel thread */
memset(childregs, 0, sizeof(struct pt_regs));
// 内核线程开始执行的位置
p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_kernel_thread;
task_user_gs(p) = __KERNEL_STACK_CANARY;
childregs->ds = __USER_DS;
childregs->es = __USER_DS;
childregs->fs = __KERNEL_PERCPU;
childregs->bx = sp; /* function */
childregs->bp = arg;
childregs->orig_ax = -1;
childregs->cs = __KERNEL_CS | get_kernel_rpl();
childregs->flags = X86_EFLAGS_IF | X86_EFLAGS_FIXED;
p->thread.io_bitmap_ptr = NULL;
return 0;
}
// 将当前进程的寄存器信息复制给子进程
*childregs = *current_pt_regs();
// 子进程的eax置为0，所以fork的子进程返回值为0
childregs->ax = 0;
if (sp)
childregs->sp = sp;
// 子进程从ret_from_fork开始执行
p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_fork;
task_user_gs(p) = get_user_gs(current_pt_regs());
p->thread.io_bitmap_ptr = NULL;
tsk = current;
err = -ENOMEM;
// 如果父进程使用IO权限位图，那么子进程获得该位图的一个拷贝
if (unlikely(test_tsk_thread_flag(tsk, TIF_IO_BITMAP))) {
p->thread.io_bitmap_ptr = kmemdup(tsk->thread.io_bitmap_ptr,
IO_BITMAP_BYTES, GFP_KERNEL);
if (!p->thread.io_bitmap_ptr) {
p->thread.io_bitmap_max = 0;
return -ENOMEM;
}
set_tsk_thread_flag(p, TIF_IO_BITMAP);
}
...
return err;
}
copy_thread函数的主要作用为：
- 获取子进程寄存器信息的存放位置
- 对子进程的thread.sp赋值，将来子进程运行，这就是子进程的esp寄存器的值。
- 如果是创建内核线程，那么它的运行位置是ret_from_kernel_thread， - 将这段代码的地址赋给thread.ip，之后准备其他寄存器信息，退出
- 将父进程的寄存器信息复制给子进程。
- 将子进程的eax寄存器值设置为0，所以fork调用在子进程中的返回值为0.
- 子进程从ret_from_fork开始执行，所以它的地址赋给thread.ip，也就是将来的eip寄存器。
8.最后是运行新进程：从ret_from_fork处开始执行
- dup_task_struct中为其分配了新的堆栈
- copy_process中调用了sched_fork，将其置为TASK_RUNNING
- copy_thread中将父进程的寄存器上下文复制给子进程，这是非常关键的一步，这里保证了父子进程的堆栈信息是一致的。
- 将ret_from_fork的地址设置为eip寄存器的值，这是子进程的第一条指令。
实验过程
1.给MenuOS增加命令
2.用gdb进行调试，请注意此时应该回到LinuxKernel的目录下来进行
3.设置刚才所讨论的函数的断点
4.do_fork 系统内核调用：
5..copy_process 复制父进程的所有信息给子进程，dup_task_struct 中为子进程分配了新的堆栈：
6.copy_thread系统调用函数：
**copy_thread 这段代码为我们解释了两个相当重要的问题！ **
-
为什么 fork 在子进程中返回0，原因是childregs->ax = 0;这段代码将子进程的 eax 赋值为0
-
p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_fork;将子进程的 ip 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。
7.最后通过函数syscall_exit退出
本章总结
创建一个新进程在内核中的执行过程大致如下:
-
使用系统调用Sys_clone(或fork,vfork)系统调用创建一个新进程，而且都是通过调用do_fork来实现进程的创建；
-
Linux通过复制父进程PCB的task_struct来创建一个新进程，要给新进程分配一个新的内核堆栈;
-
要修改复制过来的进程数据，比如pid、进程链表等等执行copy_process和copy_thread ；
-
p->thread.sp = (unsigned long) childregs; //调度到子进程时的内核栈顶 ；
-
p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_fork; //调度到子进程时的第一条指令地址；