2017-2018-1 20179202《Linux内核原理与分析》第七周做业

时间 2019-11-24

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一、Linux内核建立一个新进程的过程

1. 知识准备

操做系统内核三大功能是进程管理，内存管理，文件系统，最核心的是进程管理
linux 进程的状态和操做系统原理的描述进程状态有所不一样，好比就绪状态和运行状态都是TASK_RUNNING。（这个表示它是可运行的，可是实际上有没有在运行取决于它是否占有 CPU ）
fork 被调用一次，可以返回两次。在父进程中返回新建立子进程的 pid；在子进程中返回 0
调用 fork 以后，数据、堆、栈有两份，代码仍然为一份（这个代码段成为两个进程的共享代码段）。当父子进程有一个想要修改数据或者堆栈时，两个进程真正分裂。

2. 内核代码分析

SYSCALL_DEFINE0(fork)
{
#ifdef CONFIG_MMU
    return do_fork(SIGCHLD, 0, 0, NULL, NULL);
#else
    return -EINVAL;
#endif
}

SYSCALL_DEFINE0(vfork)
{
    return do_fork(CLONE_VFORK | CLONE_VM | SIGCHLD, 0,
            0, NULL, NULL);
}

#ifdef __ARCH_WANT_SYS_CLONE
#ifdef CONFIG_CLONE_BACKWARDS
SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp,
         int __user *, parent_tidptr,
         int, tls_val,
         int __user *, child_tidptr)
#elif defined(CONFIG_CLONE_BACKWARDS2)
SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, newsp, unsigned long, clone_flags,
         int __user *, parent_tidptr,
         int __user *, child_tidptr,
         int, tls_val)
#elif defined(CONFIG_CLONE_BACKWARDS3)
SYSCALL_DEFINE6(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp,
        int, stack_size,
        int __user *, parent_tidptr,
        int __user *, child_tidptr,
        int, tls_val)
#else
SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp,
         int __user *, parent_tidptr,
         int __user *, child_tidptr,
         int, tls_val)
#endif
{
    return do_fork(clone_flags, newsp, 0, parent_tidptr, child_tidptr);
}
#endif

经过上面的代码能够看出 fork、vfork 和 clone 三个系统调用均可以建立一个新进程，并且都是经过 do_fork 来建立进程，只不过传递的参数不一样。html

（1）do_forknode

long do_fork(unsigned long clone_flags, unsigned long stack_start,
        unsigned long stack_size, int __user *parent_tidptr,
        int __user *child_tidptr)

首先了解一下 do_fork () 的参数：linux

clone_flags：子进程建立相关标志，经过此标志能够对父进程的资源进行有选择的复制。

stack_start：子进程用户态堆栈的地址。数组
regs：指向 pt_regs 结构体（当系统发生系统调用时，pt_regs 结构体保存寄存器中的值并按顺序压入内核栈）的指针。缓存
stack_size：用户态栈的大小，一般是没必要要的，总被设置为0。安全
parent_tidptr 和 child_tidptr：父进程、子进程用户态下 pid 地址。数据结构

为方便理解，下述为精简关键代码：dom

struct task_struct *p;    //建立进程描述符指针
  int trace = 0;
  long nr;                  //子进程pid
  ...
  p = copy_process(clone_flags, stack_start, stack_size, 
              child_tidptr, NULL, trace);   //建立子进程的描述符和执行时所需的其余数据结构

  if (!IS_ERR(p))                            //若是 copy_process 执行成功
        struct completion vfork;             //定义完成量（一个执行单元等待另外一个执行单元完成某事）
        struct pid *pid;
        ...
        pid = get_task_pid(p, PIDTYPE_PID);   //得到task结构体中的pid
        nr = pid_vnr(pid);                    //根据pid结构体中得到进程pid
        ...
        // 若是 clone_flags 包含 CLONE_VFORK 标志，就将完成量 vfork 赋值给进程描述符中的vfork_done字段，此处只是对完成量进行初始化
        if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
            p->vfork_done = &vfork;
            init_completion(&vfork);
            get_task_struct(p);
        }

        wake_up_new_task(p);        //将子进程添加到调度器的队列，使之有机会得到CPU

        /* forking complete and child started to run, tell ptracer */
        ...
        // 若是 clone_flags 包含 CLONE_VFORK 标志，就将父进程插入等待队列直至程直到子进程释调用exec函数或退出，此处是具体的阻塞
        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);        //错误处理
    }
    return nr;               //返回子进程pid（父进程的fork函数返回的值为子进程pid的缘由）
}

do_fork()主要完成了调用 copy_process() 复制父进程信息、得到pid、调用 wake_up_new_task 将子进程加入调度器队列，为之分配 CPU、经过 clone_flags 标志作一些辅助工做。其中 copy_process()是建立一个进程内容的主要的代码。函数

（2）copy_processui

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,为子进程建立内核栈、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)) {
        // 检查该用户是否具备相关权限，不必定是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
    ...
    // 复制全部的进程信息
    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结构体中得到进程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就是它本身
        
       
        p->tgid = p->pid;        //组号tgid是它本身的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++;     //增长系统中的进程数目
    }
    ...
    return p;             //返回被建立的子进程描述符指针P
    ...
}

copy_process 主要完成了调用 dup_task_struct 复制当前的 task_struct、信息检查、初始化、把进程状态设置为 TASK_RUNNING、复制全部进程信息、调用 copy_thread 初始化子进程内核栈、设置子进程pid。

（3）dup_task_struct

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;
    tsk = alloc_task_struct_node(node);    //为子进程建立进程描述符
    ...
    ti = alloc_thread_info_node(tsk, node); //其实是建立了两个页，一部分用来存放 thread_info，一部分就是内核堆栈
    ...
    err = arch_dup_task_struct(tsk, orig);  //复制父进程的task_struct信息
    ...
    tsk->stack = ti;                  // 将栈底的值赋给新结点的stack
   
    setup_thread_stack(tsk, orig);//对子进程的thread_info结构进行初始化(复制父进程的thread_info 结构，而后将 task 指针指向子进程的进程描述符)
    ...
    return tsk;               // 返回新建立的进程描述符指针
    ...
}

（4）copy_thread

dup_task_struct 只是为子进程建立一个内核栈，copy_thread 才真正完成赋值。

int copy_thread(unsigned long clone_flags, unsigned long sp,
    unsigned long arg, struct task_struct *p)
{

    
    struct pt_regs *childregs = task_pt_regs(p);
    struct task_struct *tsk;
    int err;

    p->thread.sp = (unsigned long) childregs;
    p->thread.sp0 = (unsigned long) (childregs+1);
    memset(p->thread.ptrace_bps, 0, sizeof(p->thread.ptrace_bps));

    
    if (unlikely(p->flags & PF_KTHREAD)) {
        /* kernel thread */
        memset(childregs, 0, sizeof(struct pt_regs));
      
        p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_kernel_thread; //若是建立的是内核线程，则从ret_from_kernel_thread开始执行
        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;
    }

    
    *childregs = *current_pt_regs();//复制内核堆栈（复制父进程的寄存器信息，即系统调用SAVE_ALL压栈的那一部份内容）
    
    childregs->ax = 0;           //子进程的eax置为0，因此fork的子进程返回值为0
    ...
    p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_fork;//ip指向 ret_from_fork，子进程今后处开始执行
    task_user_gs(p) = get_user_gs(current_pt_regs());
    ...
    return err;

4. gdb调试

在刚才分析的关键点处分别设置断点：

如今 sys_clone 停下，再在 do_fork 停下，继续单步执行：

继续在 copy_process 停下，在 copy_thread 处停下，在这个地方能够查看 p 的值：

最后 ret_from_fork 跟踪到 syscall_exit 后没法继续。

5. 遇到的问题及解决

（1） thread_info 是什么？

经过搜索得知，它被称为小型的进程描述符，内存区域大小是8KB，占据连续的两个页框。该结构经过 task 指针指向进程描述符。内核栈是由高地址到低地址增加，thread_info 结构由低地址到高地址增加。内核经过屏蔽 esp 的低13位有效位得到 thread_info 结构的基地址。内核栈、thread_info结构、进程描述符之间的关系以下图所示（在较新的内核代码中，task_struct 结构中没有直接指向 thread_info 结构的指针，而是用一个 void 指针类型的成员表示，而后经过类型转换来访问 thread_info 结构）。

内核栈和 thread_info 结构是被定义在一个联合体当中，alloc_thread_info_node 分配的实则是一个联合体，即既分配了 thread_info 结构又分配了内核栈。

union thread_union {
   struct thread_info thread_info;
  unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];
};

咱们想要得到的通常是进程描述符而不是 thread_info，能够用 current 宏获取进程描述符（用task指针找到进程描述符）

static inline struct task_struct * get_current(void)
{
          return current_thread_info()->task;
}

（2）do_fork 中，pid = get_task_pid(p, PIDTYPE_PID)不是就获取了 pid值吗？怎么后面还有一句 nr = pid_vnr(pid) ?

参考Linux 内核进程管理之进程ID，了解到PID命名空间相关知识。

pid结构体：

struct pid {
    struct hlist_head tasks;        //指回 pid_link 的 node
    int nr;                       //PID
    struct hlist_node pid_chain;    //pid hash 散列表结点
};

pid_vnr：

pid_t pid_vnr(struct pid*pid)
{
     return pid_nr_ns(pid,current->nsproxy->pid_ns); //current->nsproxy->pid_ns是当前pid_namespace
}

得到 pid 实例以后，再根据 pid 中的numbers 数组中 uid 信息，得到局部PID。

pid_t pid_nr_ns(struct pid *pid, struct pid_namespace *ns)
{
    struct upid *upid;
    pid_t nr = 0;

    if (pid && ns->level <= pid->level) {
        upid = &pid->numbers[ns->level];
        if (upid->ns == ns)
            nr = upid->nr;
    }
    return nr;
}

因为PID命名空间的层次性，父命名空间能看到子命名空间的内容，反之则不能。所以函数中须要确保当前命名空间的level 小于等于产生局部PID的命名空间的level（全局ID：在内核自己和初始命名空间中惟一的ID，在系统启动期间开始的 init 进程即属于该初始命名空间。系统中每一个进程都对应了该命名空间的一个PID，叫全局ID，保证在整个系统中惟一；局部ID：对于属于某个特定的命名空间，它在其命名空间内分配的ID为局部ID，该ID也能够出如今其余的命名空间中）。

二、课本笔记

1.定时器和时间管理

内核在硬件的帮助下计算和管理时间。
系统定时器以某种频率自行触发时钟中断，称为节拍率。
连续两次时钟中断的间隔时间，成为节拍（节拍率分之一）
墙上时间（实际时间）和系统运行时间（自系统启动开始所经的时间）根据时钟间隔来计算。
全局变量jiffies用来记录自系统启动以来产生的节拍总数。启动时内核将它初始化为0，此后每次时钟中断处理程序增长该变量的值。每一秒钟中断次数HZ，jiffies一秒内增长的值就是HZ，系统运行时间（以秒为单位）为 jiffie/HZ。
比较时间的几个宏：

time_after(unknown, known)      //unknown after known ? true : false;
time_before(unknown, known)     //unknown before known ? true : false;
time_after_eq(unknown, known)   //unknown after or eq known ? true : false;
time_before_eq(unknown, known)  //unknown before or eq known ? true : false;

实时时钟 RTC 是用来持久存放系统时间的设备.
定时器是管理内核流逝的时间的基础。只需执行初始化工做，设置一个超时时间，指定超时发生后执行的函数，而后激活定时器就能够了。定时器不周期运行，它在超时后自行撤退。定时器由如下结构表示：

struct timer_list {
       struct list_head entry;//定时器链表的入口
       unsigned long expires;//基于jiffies的定时值
       struct tvec_base *base;//定时器内部值
       void (*function)(unsigned long);//定时器处理函数
       ...
       };

定时器处理函数的函数原型：

void my_timer_function(unsigned long data);

add_timer(&my_timer);            //激活定时器

mod_timer(&my_timer, jiffies + new_dalay);        //改变指定定时器的超时时间
                                                  //若是定时器未被激活，mod_timer会激活该定时器
                                                  //若是调用时定时器未被激活，该函数返回0；不然返回1.
                                                                                            
del_timer(&my_timer);            //在定时器超时前中止定时器
                                 //被激活或未被激活的定时器均可以使用该函数
                                 //若是调用时定时器未被激活，该函数返回0；不然返回1.
                                 //不须要为已经超时的定时器调用该函数，由于他们会自动删除

延迟执行不该该在持有锁时或禁止中断时发生
最简单的延迟方法是忙等待（延迟时间是节拍的整数倍或者精确率要求不高可使用）
短延迟的延迟时间精确到毫秒，微妙；短暂等待某个动做完成时,比时钟节拍更短，须要依靠数次循环达到延迟效果。
schedule_timeout() 使执行的任务睡眠指定时间达到延迟.调用它的代码必须处于进程上下文中，而且不能持有锁。

set_current_state(state);        //将任务设置为可中断睡眠状态或不可中断睡眠状态
schedule_timeout(s*HZ);          //S秒后唤醒,被延迟的任务并将其从新放回运行队列。

2.内存管理

虚拟地址又叫线性地址。linux没有采用分段机制，因此逻辑地址和虚拟地址（线性地址）是一个概念。内核的虚拟地址和物理地址大部分只差一个线性偏移量。用户空间的虚拟地址和物理地址则采用了多级页表进行映射，但仍称之为线性地址。
在x86结构中，Linux内核虚拟地址空间划分0~3G为用户空间，3~4G为内核空间。内核把物理页做为内存管理的基本单元，内核虚拟空间（3G~4G）把页又划分为三种类型的区：

ZONE_DMA 3G以后起始的16MB
ZONE_NORMAL 16MB~896MB
ZONE_HIGHMEM 896MB ~1G

因为内核的虚拟和物理地址只差一个偏移量：物理地址 = 逻辑地址 – 0xC0000000。因此若是1G内核空间彻底用来线性映射，物理内存也只能访问到1G区间。HIGHMEM能够解决此问题，专门开辟的一块没必要线性映射，能够灵活定制映射，以便访问1G以上物理内存的区域。

最核心的分配页面函数为：

struct page * alloc_pages(unsigned int gfp_mask, unsigned int order)

给定的页转为逻辑地址：

void * page_address(struct page * page)

初始化为0的页面：

unsigned long get_zeroed_page(unsigned int gfp_mask)

释放页，只能释放属于你的页：

void _free_pages(struct page * page, unsigned int order) //释放page结构体指向的连续2的order次方个页面
void free_pages(unsigned long addr, unsigned int order) //释放从地址addr开始的，连续2的order次方个页面
void free_page(unsigned long addr) //释放地址addr的一个页

kmalloc分配的内存虚拟、物理地址都是连续的，vmalloc分配的内存虚拟地址连续，而物理地址无需连续
当代码须要一个新的数据结构的实例时，slab分配器就从一个slab列表中分配一个这样大小的单元出去，而当要释放时，将其从新保存在该列表中，而不是释放它。
slab分配器为每种对象分配一个高速缓存，这个缓存能够看作是同类型对象的一种储备。每一个高速缓存所占的内存区又被划分多个slab，每一个 slab是由一个或多个连续的页框组成。每一个页框中包含若干个对象，既有已经分配的对象，也包含空闲的对象。

每一个高速缓存经过kmem_cache结构来描述，这个结构中包含了对当前高速缓存各类属性信息的描述。全部的高速缓存经过双链表组织在一块儿，造成高速缓存链表cache_chain。每一个kmem_cache结构中并不包含对具体slab的描述，而是经过kmem_list3结构组织各个 slab。该结构的定义以下：

struct kmem_list3 {
    struct list_head slabs_partial; //包含空闲对象和已经分配对象的slab描述符
    struct list_head slabs_full;//只包含非空闲的slab描述符
    struct list_head slabs_free;//只包含空闲的slab描述符
    unsigned long free_objects;  /*高速缓存中空闲对象的个数*/
    unsigned int free_limit;   //空闲对象的上限
    unsigned int colour_next;   /* Per-node cache coloring *//*即将要着色的下一个*/
    spinlock_t list_lock;
    struct array_cache *shared; /* shared per node */
    struct array_cache **alien; /* on other nodes */
    unsigned long next_reap;    /* updated without locking *//**/
    int free_touched;       /* updated without locking */
};

每一个slab处于三个状态之一：满、部分满、空。非空闲对象的slab链表 slabs_full、部分空闲对象的slab链表slabs_partial、空闲对象的slab链表slabs_free。当内核的某一部分须要一个新的对象时，先从 slabs_partial 分配，没有部分满的slab,就从 slabs_free 中分配。若没有空的 slab，就要建立一个 slab。
参考：slab机制、Linux内存管理中的slab分配器