理解进程创建、可执行文件的加载和进程执行进程切换，重点理解分析fork、execve和进程切换
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学号 298
本次实验从整体上理解进程创建、可执行文件的加载和进程执行进程切换，重点理解分析fork、execve和进程切换
一、阅读理解task_struct数据结构
为了管理进程，操作系统必须对每个进程所做的事情进行清楚的描述，为此，操作系统使用数据结构来代表处理不同的实体，这个数据结构就是通常所说的进程描述符或进程控制块（PCB）。
在Linux中,task_struct其实就是通常所说的PCB。该结构定义位于:/include/linux/sched.h。
其中参数如下：
volatile long state;//表示进程的当前状态:
unsigned long flags; //进程标志:
long priority; //进程优先级。 Priority的值给出进程每次获取CPU后可使用的时间(按jiffies计)。优先级可通过系统调用sys_setpriorty改变(在kernel/sys.c中)。
long counter; //在轮转法调度时表示进程当前还可运行多久。
unsigned long policy; //该进程的进程调度策略，可以通过系统调用sys_sched_setscheduler()更改(见kernel/sched.c)。
二、分析fork函数对应的内核处理过程do_fork
fork函数对应的具体过程如下：fork() -> sys_clone() -> do_fork() -> dup_task_struct() -> copy_process() -> copy_thread() -> ret_from_fork()
do_fork：
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具体功能如下：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。
三、使用gdb跟踪分析一个fork系统调用内核处理函数do_fork
使用实验楼环境 linux-3.18.6。
cd LinuxKernel
rm menu -rf
git clone https://github.com/mengning/menu.git
cd menu
mv test_fork.c test.c
make rootfs
gdb
file linux-3.18.6/vmlinux
target remote:1234
b sys_clone
b do_fork
b dup_task_struct
b copy_process
b copy_thread
b ret_from_for
运行后运行到断点情况如下：
四、理解编译链接的过程和ELF可执行文件格式
ELF可执行文件格式：一个可重定位(relocatable)文件保存着代码和适当的数据，用来和其他的object文件一起来创建一个可执行文件或者是一个共享文件。一个可执行(executable)文件保存着一个用来执行的程序；该文件指出了exec(BA_OS)如何来创建程序进程映象。一个共享object文件保存着代码和合适的数据，用来被不同的两个链接器链接。
五、编程使用exec*库函数加载一个可执行文件，动态链接分为可执行程序装载时动态链接和运行时动态链接
第一步：先编辑一个hello.c
第二步：生成预处理文件hello.cpp（预处理负责把include的文件包含进来及宏替换等工作）
第三步：编译成汇编代码hello.s
第四步：编译成目标代码，得到二进制文件hello.o
第五步：链接成可执行文件hello，（它是二进制文件）
第六步：运行一下./hello
静态编译：gcc -o hello.static hello.o -m32 -static
hello.static 也是ELF格式文件,运行一下hello.static ./hello.static
六、使用gdb跟踪分析一个execve系统调用内核处理函数do_execve ，验证您对Linux系统加载可执行程序所需处理过程的理解
设置断点后中断情况如下：
do_execve：
int do_execve(struct filename *filename,
const char __user *const __user *__argv,
const char __user *const __user *__envp)
{
struct user_arg_ptr argv = { .ptr.native = __argv };
struct user_arg_ptr envp = { .ptr.native = __envp };
//调用do_execve_common
return do_execve_common(filename, argv, envp);
}
七、特别关注新的可执行程序是从哪里开始执行的？为什么execve系统调用返回后新的可执行程序能顺利执行？对于静态链接的可执行程序和动态链接的可执行程序execve系统调用返回时会有什么不同？
新的可执行程序通过修改内核堆栈eip作为新程序的起点，从new_ip开始执行后start_thread把返回到用户态的位置从int 0x80的下一条指令变成新加载的可执行文件的入口位置。当execve系统调用返回时，返回新的可执行程序的执行起点（main函数），所以execve系统调用返回后新的可执行程序能顺利执行。
八、理解Linux系统中进程调度的时机，可以在内核代码中搜索schedule()函数，看都是哪里调用了schedule()，判断我们课程内容中的总结是否准确；
schedule()函数在如下过程中被调用：中断处理过程（包括时钟中断、I/O中断、系统调用和异常）中，直接调用schedule()，或者返回用户态时根据need_resched标记调用schedule()；内核线程可以直接调用schedule()进行进程切换，也可以在中断处理过程中进行调度，也就是说内核线程作为一类的特殊的进程可以主动调度，也可以被动调度；用户态进程无法实现主动调度，仅能通过陷入内核态后的某个时机点进行调度，即在中断处理过程中进行调度。
九、分析switch_to中的汇编代码，理解进程上下文的切换机制，以及与中断上下文切换的关系
asm volatile("pushfl\n\t" /* 保存当前进程的标志位 */
"pushl %%ebp\n\t" /* 保存当前进程的堆栈基址EBP */
"movl %%esp,%[prev_sp]\n\t" /* 保存当前栈顶ESP */
"movl %[next_sp],%%esp\n\t" /* 把下一个进程的栈顶放到esp寄存器中，完成了内核堆栈的切换，从此往下压栈都是在next进程的内核堆栈中。 */
"movl $1f,%[prev_ip]\n\t" /* 保存当前进程的EIP */
"pushl %[next_ip]\n\t" /* 把下一个进程的起点EIP压入堆栈 */
__switch_canary
"jmp __switch_to\n" /* 因为是函数所以是jmp，通过寄存器传递参数，寄存器是prev-a，next-d，当函数执行结束ret时因为没有压栈当前eip，所以需要使用之前压栈的eip，就是pop出next_ip。 */
"1:\t" /* 认为next进程开始执行。 */
"popl %%ebp\n\t" /* restore EBP */
"popfl\n" /* restore flags */
/* output parameters 因为处于中断上下文，在内核中
prev_sp是内核堆栈栈顶
prev_ip是当前进程的eip */
: [prev_sp] "=m" (prev->thread.sp),
[prev_ip] "=m" (prev->thread.ip), //[prev_ip]是标号
"=a" (last),
/* clobbered output registers: */
"=b" (ebx), "=c" (ecx), "=d" (edx),
"=S" (esi), "=D" (edi)
__switch_canary_oparam
/* input parameters:
next_sp下一个进程的内核堆栈的栈顶
next_ip下一个进程执行的起点，一般是$1f，对于新创建的子进程是ret_from_fork*/
: [next_sp] "m" (next->thread.sp),
[next_ip] "m" (next->thread.ip),
/* regparm parameters for __switch_to(): */
[prev] "a" (prev),
[next] "d" (next)
__switch_canary_iparam
: /* reloaded segment registers */
"memory");
} while (0)
switch_to实现了进程之间的真正切换：首先在当前进程prev的内核栈中保存esi,edi及ebp寄存器的内容；然后将prev的内核堆栈指针ebp存入prev->thread.esp中；把将要运行进程next的内核栈指针next->thread.esp置入esp寄存器；将popl指令所在的地址保存在prev->thread.eip中，这个地址就是prev下一次被调度；通过jmp指令（而不是call指令）转入一个函数__switch_to()；恢复next上次被调离时推进堆栈的内容。从现在开始，next进程就成为当前进程而真正开始执行。
十、实验总结
随着多进程、多用户、虚拟存储的操作系统出现以后，可执行文件的装载过程变得非常复杂。引入了进程的虚拟地址空间；然后根据操作系统如何为程序的代码、数据、堆、栈在进程地址空间中分配，它们是如何分布的；最后以页映射的方式将程序映射至进程虚拟地址空间。 动态链接是一种与静态链接程序不同的概念，即一个单一的可执行文件模块被拆分成若干个模块，在程序运行时进行链接的一种方式。然后根据实际例子do_exece()分析了ELF装载的大致过程，中间实现了动态链接。