一、fork进程分析

1.1理论分析

什么是fork：fork系统调用用于创建一个新进程，称为子进程，它与进程（称为系统调用fork的进程）同时运行，此进程称为父进程。创建新的子进程后，两个进程将执行fork（）系统调用之后的下一条指令。子进程使用相同的pc（程序计数器），相同的CPU寄存器，在父进程中使用的相同打开文件。调用fork之后，数据、堆、栈有两份，代码仍然为一份但是这个代码段成为两个进程的共享代码段都从fork函数中返回。

　　通过fork系统调用我们可以创建进程，下面我们就梳理一下fork的大概过程，主要关注进程上下文切换已经相关函数的作用。最后在我们之前构建的gdb环境中跑一跑以验证。

　进程的创建过程?致是?进程通过fork系统调?进?内核_do_fork函数，如下图所示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?：

 1.2 fork的过程

进程的创建过程?致是?进程通过fork系统调?进?内核_do_fork函数，如下图所示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?：

　系统调用的过程在实验二我们已经了解了——通过某个系统调用执行该系统调用的内核函数，现在我们直接来看fork对应的内核函数_do_fork。它主要调用了两个关键函数：copy_process和wake_up_new_task。其中copy_process完成复制?进程、获得pid，wake_up_new_task将?进程加?就绪队列等待调度执?。一个个来看：

copy_process:

　　它会用当前进程的一个副本来创建新进程并分配pid。它会复制寄存器中的值、所有与进程环境相关的部分，每个clone标志。新进程的实际启动由调用者来完成。

dup_task_struct:

　　copy_process会调用函数dup_task_struct。dup_task_struct复制当前进程（?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

copy_thread_tls ：

　　初始化?进程内核栈、设置?进程pid等

wake_up_new_task ：

　　?进程创建好了进程描述符、内核堆栈等，就可以将?进程添加到就绪队列，使之有机会被调度执?，进程的创建?作就完成了，?进程就可以等待调度执?，?进程的执?从这?设定的ret_from_fork开始

 1.2实验过程：

1.编写fork 示例代码，显示子进程和父进程的pid

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>

int main(int argc, char* argv[])
{
    int pid;

    pid = fork();
    if(pid<0)
    {
      //error
       fprintf(stderr,"For Failed");
       exit(-1);
    }
    else if(pid==0)
    {
       //child
       printf("---------------------------------------------------------- \n");
       printf("this is child process,my pid is %d \n",getpid());
    }
    else
    {
       //parent
       printf("---------------------------------------------------------- \n");
       printf("this is Parent process, my pid id %d \n",getpid());
       printf("child‘s pid is %d \n",pid);
    }
    return 0;
}

在系统中使用 gcc -o fork fork.c -static 编译fork.c的代码，生成可执行文件，然后，使用 ./fork 运行代码

可以清楚的看到代码中，创建了一个新的进程，并且向父进程返回了子进程的pid，同时子进程运行同样的程序副本，返回了0

针对程序中的代码，开启qemu虚拟机进行gdb调试,首先在~/rootf/home文件夹下创建fork.c代码，同时使用gcc进行编译，开启gdb调试

cd ~/roofs/home

#拷贝上面的fork代码
nano fork.c
gcc -o fork fork.c -static
 
#pwd=~/rootfs
cd ../
find . -print0 | cpio --null -ov --format=newc | gzip -9 > ../rootfs.cpio.gz 

#pwd=~
cd ../
qemu-system-x86_64 -kernel linux-5.4.1/arch/x86/boot/bzImage -initrd rootfs.cpio.gz -S -s

在gdb调试的时候，给，__x64_sys_clone ，_do_fork，cpoy_process，dup_task_struct，copy_thread_tls 打断点，qemu下运行fork可执行文件

实验发现，fork的代码运行的确是调用了序号为 56 的系统调用为内核函数 __x64_sys_clone 
在  /linux/kernel/fork.c 中，发现， __x64_sys_clone 是调用了内核中的 _do_fork 函数。

二、execve系统调用

图示

2.1和普通系统系统调用对比

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?。
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?的递进关系为：

• sys_execve()或__x64_sys_execve -> // 内核处理函数
• do_execve() –> // 系统调用函数
• do_execveat_common() -> // 系统调用函数
• __do_execve_?le ->
• exec_binprm()-> // 根据读入文件头部，寻找该文件的处理函数
• search_binary_handler() ->
• load_elf_binary() -> // 加载elf文件到内存中
• start_thread() // 开始新进程

三、进程切换

3.1进程切换时机

• ?户进程上下?中主动调?特定的系统调?进?中断上下?，系统调?返回 ?户态之前进?进程调度。
• 内核线程或可中断的中断处理程序，执?过程中发?中断进?中断上下?， 在中断返回前进?进程调度。
• 内核线程主动调?schedule函数进?进程调度

3.2进程上下?

• ?户地址空间：包括程序代码、数据、?户堆栈等。 （CR3寄存器代表进程??录表，即地址空间、数据）
• 控制信息：进程描述符（thread）、内核堆栈（sp寄存器）等。
• 进程的CPU上下?，相关寄存器的值（指令指针寄存器ip代表进程的CPU上下?）。

3.3进程切换过过程

• 切换?全局?录（CR3）以安装?个新的地址空间，这样不同进程的虚拟地 址如0x8048400（32位x86）就会经过不同的?表转换为不同的物理地址。
• 切换内核态堆栈和进程的CPU上下?，因为进程的CPU上下?提供了内核执 ?新进程所需要的所有信息，包含所有CPU寄存器状态。

进程切换的代码：

((last) = __switch_to_asm((prev), (next)));
      ENTRY(__switch_to_asm)     
      pushq    %rbp     
      pushq    %rbx     
      pushq    %r12     
      pushq    %r13     
      pushq    %r14     
      pushq    %r15     
      /* switch stack */     
      movq    %rsp, TASK_threadsp(%rdi)     
      movq    TASK_threadsp(%rsi), %rsp   
      popq    %r15     
      popq    %r14     
      popq    %r13     
      popq    %r12     
      popq    %rbx     
      popq    %rbp     
      jmp    __switch_to END(__switch_to)

__switch_to_asm是在C代码中调?的，也就是使?call指令，?这段汇编的结尾是jmp __switch_to， __switch_to函数是C代码最后有个return，也就是ret指令。将__switch_to_asm和__switch_to结合起来，正好是call指令和ret指令的配对出现。

call指令压栈RIP寄存器到进程切换前的prev进程内核堆栈；?ret指令出栈存?RIP 寄存器的是进程切换之后的next进程的内核堆栈栈顶数据。

由此完成了进程的切换。

3.4中断上下文和进程上下文对比

中断上下文的切换

中断是由CPU实现的，所以中断上下?切换过程中最关键的栈顶寄存器sp和指令指针寄存器 ip 是由CPU协助完成的。

进程上下文的切换

进程切换是由内核实现的（且一般情况下，进程上下文切换嵌套在中断中），所以进程上下?切换过程最关键的栈顶寄存器sp切换是通过进程描述符的thread.sp实现的，指令指针 寄存器ip的切换是在内核堆栈切换的基础上巧妙利?call/ret指令实现的。

四、Linux系统的一般执行过程（含中断与进程切换）

一般函数调用框架

（1）正在运?的?户态进程X。

（2）发?中断（包括异常、系统调?等），CPU完成load cs:rip(entry of a speci?c ISR)，即跳转到中断处理程序??。

（3）中断上下?切换，具体包括如下?点：

• swapgs指令保存现场，可以理解CPU通过swapgs指令给当前CPU寄存器状态做了?个快照。
• rsp point to kernel stack，加载当前进程内核堆栈栈顶地址到RSP寄存器。快速系统调?是由系统调???处的汇编代码实现?户堆栈和内核堆栈的切换。
• save cs:rip/ss:rsp/r?ags：将当前CPU关键上下?压?进程X的内核堆栈，快速系统调?是由系统调???处的汇编代码实现的。

此时完成了中断上下?切换，即从进程X的?户态到进程X的内核态。

（4）中断处理过程中或中断返回前调?了schedule函数，其中完成了进程调度算法选择next进程、进程地址空间切换、以及switch_to关键的进程上下?切换等。

（5）switch_to调?了__switch_to_asm汇编代码做了关键的进程上下?切换。将当前进程X的内核堆栈切换到进程调度算法选出来的next进程（本例假定为进程Y）的内核堆栈，并完成了进程上下?所需的指令指针寄存器状态切换。之后开始运?进程Y（这?进程Y曾经通过以上步骤被切换出去，因此可以从switch_to下??代码继续执?）。

（6）中断上下?恢复，与（3）中断上下?切换相对应。注意这?是进程Y的中断处理过程中，?（3）中断上下?切换是在进程X的中断处理过程中，因为内核堆栈从进程X 切换到进程Y了。

（7）为了对应起?，中断上下?恢复的最后?步单独拿出来（6的最后?步即是7）iret - pop cs:rip/ss:rsp/r?ags，从Y进程的内核堆栈中弹出（3）中对应的压栈内容。此时完 成了中断上下?的切换，即从进程Y的内核态返回到进程Y的?户态。注意快速系统调?返回sysret与iret的处理略有不同。

（8）继续运??户态进程Y。