20135239益西拉姆 Linux内核分析 进程的描述和进程的创建

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第六周 进程的描述和进程的创建

一、 进程的描述

• 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数据结构很庞大
• Linux进程的状态与操作系统原理中的描述的进程状态似乎有所不同，比如就绪状态和运行状态都是TASK_RUNNING，为什么呢？
• 进程的标示pid
• 所有进程链表struct list_head tasks;
  • 内核的双向循环链表的实现方法 - 一个更简略的双向循环链表
• 程序创建的进程具有父子关系，在编程时往往需要引用这样的父子关系。进程描述符中有几个域用来表示这样的关系
• Linux为每个进程分配一个8KB大小的内存区域，用于存放该进程两个不同的数据结构：Thread_info和进程的内核堆栈
  • 进程处于内核态时使用，不同于用户态堆栈，即PCB中指定了内核栈，那为什么PCB中没有用户态堆栈？用户态堆栈是怎么设定的？
  • 内核控制路径所用的堆栈很少，因此对栈和Thread_info来说，8KB足够了
• struct thread_struct thread; //CPU-specific state of this task
• 文件系统和文件描述符
• 内存管理——进程的地址空间

进程的创建

• 进程的创建概览及fork一个进程的源代码
• 回顾：
  • startkernel创建了cpuidle，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。这就是“道生一，一生二”。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。
• iret与int 0x80指令对应，一个是弹出寄存器值，一个是压入寄存器的值
• 如果将系统调用类比于fork()；那么就相当于系统调用创建了一个子进程，然后子进程返回之后将在内核态运行，而返回到父进程后仍然在用户态运行

fork的一个子进程代码

`#include <stdio.h>
 #include <stdlib.h>
 #include <unistd.h>
 int main(int argc, char * argv[])
 {
      int pid;
       / * fork another process */
      pid = fork();
      if (pid < 0)
      {
          /* error occurred */
          fprintf(stderr,"Fork Failed!");
          exit(-1);
      }
      else if (pid == 0)
      {
           /* child process */
          printf("This is Child Process!\n");
      }
      else
      {
           /* parent process  */
           printf("This is Parent Process!\n");
           /* parent will wait for the child to complete*/
           wait(NULL);
           printf("Child Complete!\n");
      }
}

`

创建一个新进程在内核中的执行过程

1. fork、vfork和clone三个系统调用都可以创建一个新进程，而且都是通过调用do_fork来实现进程的创建；

2. Linux通过复制父进程来创建一个新进程，那么这就给我们理解这一个过程提供一个想象的框架：

   • 复制一个PCB——task_struct
   • err = arch_dup_task_struct(tsk, orig);
   • 要给新进程分配一个新的内核堆栈

   • `ti = allocthreadinfo_node(tsk, node);

     tsk->stack = ti;

     setupthreadstack(tsk, orig); //这里只是复制，而非复制内核堆`

3. 要修改复制过来的进程数据，比如pid、进程链表等等都要改改吧，见copy_process内部。
4. 从用户态的代码看fork();函数返回了两次，即在父子进程中各返回一次，父进程从系统调用中返回比较容易理解，子进程从系统调用中返回，那它在系统调用处理过程中的哪里开始执行的呢？这就涉及子进程的内核堆栈数据状态和taskstruct中thread记录的sp和ip的一致性问题，这是在哪里设定的？copythread in copy_process
5. *childregs = *current_pt_regs(); //复制内核堆栈
6. childregs->ax = 0; //为什么子进程的fork返回0，这里就是原因！
7. p->thread.sp = (unsigned long) childregs; //调度到子进程时的内核栈顶
8. p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_fork; //调度到子进程时的第一条指令地址
9. 
10. 
11. 

使用gdb跟踪创建新进程的过程

• 更新menu内核，然后删除test_fork.c以及test.c（以减少对之后实验的影响
• 编译内核，可以看到fork命令
• 
• 启动gdb调试，并对主要的函数设置断点
• 
• 在MenuOS中执行fork，就会发现fork函数停在了父进程中
• 继续执行之后，停在了dofork的位置。然后n单步执行，依次进入copyprocess、duptaskstruct。按s进入该函数，可以看到dst = src（也就是复制父进程的struct）
• 在copythread中，可以看到把taskpg_regs(p)也就是内核堆栈特定的地址找到并初始化
• 

• 到了159、160行的代码就是把压入的代码再放到子进程中：

   `*children = *current_pt_regs();
  
    childregs->ax = 0;`
  

• 164行，是确定返回地址 p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_fork;
• 最后输入finish运行完毕。

总结

本周主要就是课本的进程一章的拓展，通过实践来更加的运用完整，很有趣。