标签：数据段 com 限制 art sig from RoCE flag thread
一，实验目的：
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
二，实验过程：
以fork系统调用为例分析中断上下文的切换
fork()函数又叫计算机程序设计中的分叉函数，fork是一个很有意思的函数，它可以建立一个新进程，把当前的进程分为父进程和子进程，新进程称为子进程，而原进程称为父进程。fork调用一次，返回两次，这两个返回分别带回它们各自的返回值，其中在父进程中的返回值是子进程的PID，而子进程中的返回值则返回 0。因此，可以通过返回值来判定该进程是父进程还是子进程。还有一个很奇妙的是：fork函数将运行着的程序分成2个（几乎）完全一样的进程，每个进程都启动一个从代码的同一位置开始执行的线程。这两个进程中的线程继续执行，就像是两个用户同时启动了该应用程序的两个副本。
fork系统调用用于从已存在进程中创建一个新进程，新进程称为子进程，而原进程称为父进程。fork调用一次，返回两次，这两个返回分别带回它们各自的返回值，其中在父进程中的返回值是子进程的进程号，而子进程中的返回值则返回 0。因此，可以通过返回值来判定该进程是父进程还是子进程。使用fork函数得到的子进程是父进程的一个复制品，它从父进程处继承了整个进程的地址空间，包括进程上下文、进程堆栈、内存信息、打开的文件描述符、信号控制设定、进程优先级、进程组号、当前工作目录、根目录、资源限制、控制终端等，而子进程所独有的只有它的进程号、计时器等。因此可以看出，使用fork系统调用的代价是很大的，它复制了父进程中的数据段和堆栈段里的绝大部分内容，使得fork系统调用的执行速度并不很快。
do_fork的代码如下
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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; |
_do_fork函数主要完成了调用copy_process复制父进程、获得pid、调用wake_up_new_task将子进程加入就绪队列等待调度执行等。我们知道，在Linux中，除了0号进程由手工创建外，其他进程都是通过复制已有进程创建而来，而这正是fork的主要工作，具体的任务交由copy_process完成。
copy_process函数主要完成了调用dup_task_struct复制当前进程（父进程）描述符task_struct、信息检查、初始化、把进程状态设置为TASK_RUNNING（此时?进程置为就绪态）、采?写时复制技术逐?复制所有其他进程资源、调?copy_thread_tls初始化子进程内核栈、设置子进程pid等。其中copy_thread_tls所做的工作是关键。我们知道执行fork系统调用之后，会由内核态返回两次：一次返回到父进程，这与一般的系统调用返回流程别无二致；而另一次则返回到子进程，为了实现这一点，就需要为子进程构造出合适的执行上下文，也就是初始化其内核栈和进程描述符的thread字段。这正是copy_thread_tls的任务。
?进程通过fork系统调?进?内核_do_fork函数，复制进程描述符及相关进程资源（采?写时复制技术）、分配?进程的内核堆栈并对内核堆栈和thread等进程关键上下?进?初始化，最后将?进程放?就绪队列，fork系统调?返回；??进程则在被调度执?时根据设置的内核堆栈和thread等进程关键上下?开始执?。
特殊之处：
fork在陷?内核态之后有两次返回，第?次返回到原来的?进程的位置继续执?，但是在?进程中fork也返回了?次，会返回到?个特 定的点——ret_from_fork，所以它可以正常系统调?返回到?户态。
分析execve系统调用：
execve系统调用简介：
execve系统调?接?函数的函数原型如下：
int execve(const char *?lename, char *const argv[],char *const envp[]);
?lename为可执??件的名字，argv是以NULL结尾的命令?参数数 组，envp同样是以NULL结尾的环境变量数组（使?命令man execve，可查看其说明）
evecve工作流程：
Linux系统?般会提供了execl、execlp、execle、execv、execvp和execve等6个?以加载执? ?个可执??件的库函数，这些库函数统称为exec函数，差异在于对命令?参数和环境变量参数 的传递?式不同。exec函数都是通过execve系统调?进?内核，对应的系统调?内核处理函数为 sys_execve或__x64_sys_execve，它们都是通过调?do_execve来具体执?加载可执??件的 ?作。
整体的调?关系为sys_execve()或__x64_sys_execve -> do_execve() –> do_execveat_common() -> __do_execve_?le -> exec_binprm()-> search_binary_handler() -> load_elf_binary() -> start_thread()。
上下文环境切换流程：
先看一下再进行evecve系统调用时有哪些上下文环境：
在布局?个新的?户态堆栈时，实际上是把命令?参数内容和环境变量的内容通过指针的? 式传到系统调?内核处理函数，再创建?个新的?户态堆栈时会把这些char *argcv[]和char *envp[]等复制到?户态堆栈中，来初始化这个新的可执?程序的执?上下?环境。所以新 的程序可以从main函数开始把对应的参数接收过来，然后执?。 值得注意的是，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 系统调?在内核中帮我们重新布局了新的?户态执?环境。 执?readelf -h可以查看ELF可执??件?部信息，如下所示程序??点Entry point address:0x804887f。如果是静态链接程序在execve系统调?加载完成后，堆栈上的返回地 址会修改为程序??点的地址。当系统调?从内核态返回时，会从该地址0x804887f继续执 ?。
对于 execve 系统调用，最主要的处理过程都在 do_execve_common() 函数中，以下为该函数的主要部分：
static int do_execve_common(struct filename *filename,struct user_arg_ptr argv,struct user_arg_ptr envp)
{
struct linux_binprm *bprm; // 用于解析ELF文件的结构
struct file *file;
struct files_struct *displaced;
int retval;
current->flags &= ~PF_NPROC_EXCEEDED; // 标记程序已被执行
retval = unshare_files(&displaced); // 拷贝当前运行进程的fd到displaced中
bprm = kzalloc(sizeof(*bprm), GFP_KERNEL);
retval = prepare_bprm_creds(bprm); // 创建一个新的凭证
check_unsafe_exec(bprm); // 安全检查
current->in_execve = 1;
file = do_open_exec(filename); // 打开要执行的文件
sched_exec();
bprm->file = file;
bprm->filename = bprm->interp = filename->name;
retval = bprm_mm_init(bprm); // 为ELF文件分配内存
bprm->argc = count(argv, MAX_ARG_STRINGS);
bprm->envc = count(envp, MAX_ARG_STRINGS);
retval = prepare_binprm(bprm); // 从打开的可执行文件中读取信息，填充bprm结构
// 下面的4句是将运行参数和环境变量都拷贝到bprm结构的内存空间中
retval = copy_strings_kernel(1, &bprm->filename, bprm);
bprm->exec = bprm->p;
retval = copy_strings(bprm->envc, envp, bprm);
retval = copy_strings(bprm->argc, argv, bprm);
// 开始执行加载到内存中的ELF文件
<strong>retval = exec_binprm(bprm);</strong>
// 执行完毕
current->fs->in_exec = 0;
current->in_execve = 0;
acct_update_integrals(current);
task_numa_free(current);
free_bprm(bprm);
putname(filename);
if (displaced)
put_files_struct(displaced);
return retval;
}
其中最关键的exec_binprm()函数具体如下：
static int exec_binprm(struct linux_binprm *bprm)
{
pid_t old_pid, old_vpid;
int ret;
old_pid = current->pid;
rcu_read_lock();
old_vpid = task_pid_nr_ns(current, task_active_pid_ns(current->parent));
rcu_read_unlock();
<strong>ret = search_binary_handler(bprm);</strong>
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;
}
其中，search_binary_handler() 函数实现了核心功能，即当前正在执行的进程内存空间会被加载进来的可执行程序所覆盖，并根据具体情况指向新可执行程序。若新的可执行程序为静态链接的文件，main函数的入口地址为新进程的 IP 寄存器所指向的值；若为动态链接，IP 值为加载器 ld 的入口地址，ld 负责动态链接库的处理工作。
do_execve主要流程如下：
evecve的特别之处：
当前的可执?程序在执?，执?到execve系统调?时陷?内核态，在内 核???do_execve加载可执??件，把当前进程的可执?程序给覆盖掉。当execve系统调?返回 时，返回的已经不是原来的那个可执?程序了，?是新的可执?程序。execve返回的是新的可执? 程序执?的起点，静态链接的可执??件也就是main函数的?致位置，动态链接的可执??件还需 要ld链接好动态链接库再从main函数开始执?。
三，Linux系统的一般执行过程
最一般的情况：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
（1）正在运行的用户态进程X
（2）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).
（3）SAVE_ALL //保存现场
（4）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
（5）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)
（6）restore_all //恢复现场
（7）iret - pop cs:eip/ss:esp/eflags from kernel stack
（8）继续运行用户态进程Y
Linux系统执行过程中的几个特殊情况
（1）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；
（2）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；
（3）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；
（4）加载一个新的可执行程序后返回到用户态的情况，如execve；
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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