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

fork系统调用

一个进程，包括代码、数据和分配给进程的资源。fork（）函数通过系统调用创建一个与原来进程几乎完全相同的进程，也就是两个进程可以做完全相同的事，但如果初始参数或者传入的变量不同，两个进程也可以做不同的事。
       一个进程调用fork（）函数后，系统先给新的进程分配资源，例如存储数据和代码的空间。然后把原来的进程的所有值都复制到新的新进程中，只有少数值与原来的进程的值不同。相当于克隆了一个自己。

以下面这个简单的例子为例:

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

运行结果为：

child process whose process id is 14531count is 1

parent process whose process id is 14532count is 1结论很明显：子进程号大于父进程号，两个进程执行的代码相同。

fork函数内部执行的是do_fork系统调用，do_fork的代码：

long _do_fork(struct kernel_clone_args *args)
{
        u64 clone_flags = args->flags;
        struct completion vfork;
        struct pid *pid;
        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 (args->exit_signal != SIGCHLD)
                        trace = PTRACE_EVENT_CLONE;
                else
                        trace = PTRACE_EVENT_FORK;

                if (likely(!ptrace_event_enabled(current, trace)))
                        trace = 0;
        }

        p = copy_process(NULL, trace, NUMA_NO_NODE, args);
        add_latent_entropy();

        if (IS_ERR(p))
                return PTR_ERR(p);

        /*
         * Do this prior waking up the new thread - the thread pointer
         * might get invalid after that point, if the thread exits quickly.
         */
        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, args->parent_tid);

        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);
        return nr;
}

do _fork的大致执行流程为：

---调用 copy_process 为子进程复制出一份进程信息

-------调用 dup_task_struct 复制当前的 task_struct

--------检查进程数是否超过最大数目(默认32678)

-------加入新进程到一个调度器类，并更新调度器时钟

-------调用 sched_fork 初始化进程数据结构。

-------复制所有进程信息，包括文件系统、信号处理函数、信号、内存管理等

-------初始化新进程的内核栈

---为新进程分配并设置新的 pid

---如果执行的是 vfork。初始化完成。

---调用 wake_up_new_task方法 将子进程加入调度器，为之分配 CPU

---如果是 vfork，父进程等待子进程完成 exec。然后随之替换自己的地址空间

execve系统调用

execve方法的重点在于如下方法：（源码）

static int do_execve_common(struct filename *filename,struct user_arg_ptr argv,struct user_arg_ptr envp)
{
    struct linux_binprm *bprm;  
    struct file *file;
    struct files_struct *displaced;
    int retval;
    current->flags &= ~PF_NPROC_EXCEEDED;  
    retval = unshare_files(&displaced);  
    bprm = kzalloc(sizeof(*bprm), GFP_KERNEL);
    retval = prepare_bprm_creds(bprm);   
    check_unsafe_exec(bprm);             
    current->in_execve = 1;
    file = do_open_exec(filename);       
    sched_exec();
    bprm->file = file;
    bprm->filename = bprm->interp = filename->name;
    retval = bprm_mm_init(bprm);       
    bprm->argc = count(argv, MAX_ARG_STRINGS);
    bprm->envc = count(envp, MAX_ARG_STRINGS);
    retval = prepare_binprm(bprm);     
    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);
    
    <strong>retval = exec_binprm(bprm);</strong>
    
    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;
}

search_binary_handler() 是最重要的函数，即加载进来的可执行程序会将当前正在执行的进程内存空间覆盖，指向新的可执行程序。

所以我们可以得知，通过execve系统调用新进程，原先的进程都会被替换掉。

execve系统调用过程及其上下文的变化情况：

1.陷入内核

2.加载新的进程，并且将新的进程覆盖原进程的空间

3.将新的进程的入口地址设置为IP值

4.切换回用户态，继续执行原来的进程。

do_execve大致流程为：

图片来源于https://my.oschina.net/u/3857782/blog/1854572

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

进程调度的时机?般都是在中断处理后和中断返回前的某个时机点，只有内核线程可以直接调?schedule函数主动发起进程调度。对于用户态进程的相互之间切换，主要有如下步骤：

1.发生中断或者是陷入，将当前进程的某些寄存器比如（eip、esp、eflags）保存到内核栈中（保存现场）

2.将要切换的新进程的eip、esp加载进来

3 .中断处理程序中会调用schedule（）函数 进行进程上下文切换，这里的switch_to（）是核心方法

4.运行新的用户态进程。

 用户进程->INT 0x80->system_call->系统调用进程->内核

下面列举一下由用户态转向和心态的例子：

1.用户进行系统调用

2.发生一次中断

3.用户程序中企图调用特权指令，从内核态转向用户态由一条指令实现，这条指令也是特权指令。

这样，linux操作系统的运行环境可以理解为：用户通过操作系统运行上层程序，而这个上层程序的运行依赖于操作系统底层管理程序提供的服务。当需要这个服务的时候，系统通过中断机制进入内核态，运行中断处理程序，这时就是由中断进制进入核心态，同时通过异常也可以进入和心态

 进程上下文，就是一个进程在将要发生切换的时候（比如时间片到），CPU的某些寄存器中的值、进程的状态以及堆栈中的内容都需要被保存下来，以便切换回来不会丢失执行的位置断点，这就是所谓的保存当前进程的上下文，以便切换回来可以继续执行该进程。用户空间的进程要传递很多变量、参数给内核，与此同时，内核也要将这些变量,寄存器的值，参数等保存起来。以便切换回来还原现场之后继续执行该进程。