Linux 0.12源码阅读之进程调度(二): 系统调用

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在上一篇里，我们分析了linux0.12进程调度的有关设计，这里我们进程生成，执行以及销毁的主要函数做一下具体分析。可以达到加深理解的作用

1.fork系统调用分析

我们分析一下典型的fork程序，如下代码：

if ((pid=fork()) ==0) {
   //new process 
   child_do()
}else{
  //parent process 
   parent_do()
}

我们知道，CPU中的寄存器CS:EIP控制下一条要执行的指令。CPU会在执行当前指令的同时，将下一条即将执行的指令装载到CS:EIP中。其中CS表示代码段，EIP表示(Instruction Pointer)。形象的说就是：吃着碗里看着锅里。 所有的进程或者任务都是由CPU调度，大家共享CPU时间。

我们可以看到，fork系统调用实际上是 c static inline _syscall0(int,fork) 而系统调用实际上是int 0x80。

#define _syscall0(type,name) \ 
type name(void) \ 
{ \ 
long __res; \ 
__asm__ volatile ("int $0x80" \ 
    : "=a" (__res) \ 
    : "0" (__NR_##name)); \ 
if (__res >= 0) \
    return (type) __res; \
errno = -__res; \ 
return -1; \ 
}

由此可见，在父任务中进行中断调用int 0x80时，被CPU装载进EIP的下一条即将执行的指令是 mov %eax, _res。fork系统调用会创建出新的一个可以被CPU调度的子任务(task_struct)，该子任务的线性地址空间为64M*nr ~64M*(nr+1)，同时因为使用copy-on-write技术，子任务的线性地址空间指向父任务的物理地址，并且线性地址空间的分布和父任务如出一辙。从LIB库,环境变量和参数，用户进程栈到用户程序txt-data-bss等都一致，不一样的地方一个是子任务TSS中内核态栈指针指向自己的task_struct的顶端，另一个则是子任务TSS中eax被赋值为0. 如果子任务被CPU调度到，CPU首先会从TSS中回复子任务的上下文，包括初始化所有寄存器值，(eax=0)，然后指令 mov %eax, _res被执行，从而返回了0。于是可以知道当前执行的任务是新创建出的子任务，从而执行child_do()函数。这里这里子任务的代码段也指向父任务的代码段(通过页目录表和页表，页表映射到和父任务相同的物理地址)。

这里父任务代码陷入系统调用fork，引起了用户态-内核态的转换，用户态代码的CS:EIP,SS:ESP, EFLAGS等悉数被保存到父任务的内核栈上。 执行完sys_fork()函数，从中断返回，又从内核态切换到用户态，其中eax保留的是父任务的eax!=0，代码段是父任务当前线性空间上，于是父进程继而执行parent_do()函数。

//返回的是实际物理地址 用来存放task_struct数据
p = (struct task_struct *) get_free_page();
if (!p)
    return -EAGAIN;
task[nr] = p;
*p = *current;  /* NOTE! this doesn't copy the supervisor stack */
p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;  //暂时置为不可调度，等到其他值完成以后再使其可调度
p->pid = last_pid;
p->counter = p->priority;
p->signal = 0;
p->alarm = 0;
p->leader = 0;      /* process leadership doesn't inherit */
p->utime = p->stime = 0;
p->cutime = p->cstime = 0;
p->start_time = jiffies;
p->tss.back_link = 0;
p->tss.esp0 = PAGE_SIZE + (long) p; //内核态栈指针设为当前task_struct所在页的顶端
p->tss.ss0 = 0x10;  //内核代码区间
p->tss.eip = eip;   //调用fork()的用户态进程下一条即将执行的指令 (应该是mov %eax, _res)
p->tss.eflags = eflags;  //调用fork()的用户态进程eflags
p->tss.eax = 0;    //注意这个是子进程得到运行机会后，从fork()系统调用中返回值。为0说明是新的子进程
p->tss.ecx = ecx;
p->tss.edx = edx;
p->tss.ebx = ebx;
p->tss.esp = esp;
p->tss.ebp = ebp;
p->tss.esi = esi;
p->tss.edi = edi;
p->tss.es = es & 0xffff;
p->tss.cs = cs & 0xffff;
p->tss.ss = ss & 0xffff;
p->tss.ds = ds & 0xffff;
p->tss.fs = fs & 0xffff;
p->tss.gs = gs & 0xffff;

2.exec系统调用分析

exec调用的过程如下

  • 首先会释放掉fork时从父进程拷贝过来的旧页表并将旧的线性空间地址dir置0。
  • 其次会拷贝程序的环境变量和参数(这些都会驻留到主存上，并加到内存页表中)，并重新设置当前用户进程LDT的code base/limit 和data base/limit。
  • 之后初始化当前进程的stack，将argc, argv **, envp**初始化，其中argv和envp指向后面的环境变量和参数区域。
  • 最后，对当前进程的值包括executable, signal, brk, end_data, end_code, start_stack等初始化，将中断返回的eip改成新进程可执行文件的entry，将中断返回的ESP修改成当前任务的线性地址空间内的stack。

由于进程的CS,DS,SS等都已经设置为nr*64M，从中断返回后就将执行新文件的代码。值得注意的是，将argc, argv **, envp**初始化时，当前stack会引发页不可用的中断，内存管理程序会分配新一页数据使用。

0x80系统中断发生时内核栈 
old SS 
old ESP 
old EFLAGS 
old CS 
old EIP                  —int  iret 
DS                         — system_call 
ES 
FS 
EAX
EDX (char ** envp)
ECX (char ** argv)
EBX (char * filename)
next EIP 
old EIP address

3.exit系统调用分析


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