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《linux 0.12内核完全剖析》--进程创建分析

发表于 更新于 分类于 ， Valine：

笔记重点:
重新分析进程的创建，发现最初的笔记还是比较简单,说起进程创建，不得不先了解进程0的创建。

  • 进程0之后创建的所有进程都是以这个进程为模板进行创建，进程0的创建过程是在系统启动的main.c中进行的，在系统初始化之前，手动设置这个进程0，更重要的是这个进程是在内核状态下切换到用户态运行的，所以之后的进程也都在用户态下运行；
  • 其次需要理解进程的控制信息(PCB)和进程本身运行的内存空间的分配情况，这点在代码中要了解透彻，进程内核态的堆栈和用户态的堆栈的的分配是分开，同时需要了解他们的分布情况，这对了解用户态下进程如何调用系统调用的理解至关重要；同时一个进程的虚拟内存分布和实际的物理内存分配是分开的，理解这一点对理解linux的内存分配方式以及缺页中断的理解，写时复制机制的理解都很重要；
  • 最后在谈到进程的调度，在此版本的调度中可以说非常简单，但是在进程调度却是linux系统一个非常大且重要的主题。

根据一下问题来看笔记

  • 进程占多大的线形地址空间
  • 进程实际分配多少物理内存
  • 创建进程的开销在哪里

一. 从fork系统调用开始

kernel/sys_call.s第222行

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_sys_fork:
	call _find_empty_process		#为新进程分配id
	testl %eax,%eax					#测试是否分配了id
	js 1f							#id若为负数则返回
	push %gs                        #压入copy_process需要的参数
	pushl %esi
	pushl %edi
	pushl %ebp
	pushl %eax
	call _copy_process				#调用copy_process函数
	addl $20,%esp					#丢弃压栈内容
1:	ret

二. copy_process函数分析

作用: 复制当前进程的代码段和数据段以及环境

这里需要说明的是每个任务的线性地址为64M,每个任务的线性地址不重叠。

1. copy_process函数重点
  • 函数中新进程的状态改变，创建时设置为TASK_UNINTERRUPTIBLE,完成创建后,态设置为task_running
  • 新进程的内核堆栈的设置以及新进程的返回值
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p->tss.ep0 = PAGE_SIZE+ (long)p;			//设置新进程的内核堆栈
p->tss.ss0 = 0x10;							//内核数据段选择子
		...
p->tss.eax = 0;								//新进程的返回值为0

下表是任务状态段(tss)的字段表格,这里可以参考任务状态段的描述,tss是task_struct中的一个字段.
任务状态段描述
进程的内核堆栈和用户堆栈的区别，内核堆栈分配在分配给task_struct结构的一页内存的顶端,也就是地址(long)p + PAGE_SIZE的位置,
进程的内核堆栈示意如图:
任务的堆栈
进程的用户堆栈示意图:
进程的用户堆栈

  • 设置进程的tss段和ldt段
    代码参考fork.c第130行
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    //gdt为gdt表的首地址，nr<<1表示每个任务有两项状态段和局部段
    //p->tss表示tss在task_struct中的偏移
    //p->ldt表示ldt在task_struct中的偏移
    set_tss_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_TSS_ENTRY,&(p->tss));
    set_ldt_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_LDT_ENTRY,&(p->ldt));

每个任务都有一个tss段和ldt段，存放在gdt表中,如下图所示:
tss和ldt示意图

2. copy_mem函数重点

  • 上面代码重点分析copy_mem函数中get_base函数的意思,首先来看段描述符的格式如下图：

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段描述符

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#define _get_base(addr) ({\
unsigned long __base; \
#段描述符有两个32位,%3代表 addr+7的内容，也就是上图第一行的基地址31~24的内容放到dh寄存器
__asm__("movb %3,%%dh\n\t" \
	#%2代表addr+4的内容,上图第一行基地址的内容放到dl寄存器
	"movb %2,%%dl\n\t" \
	#上面两行构成dx的内容，右移16位空出低16位
	"shll $16,%%edx\n\t" \
	#将addr+2的内容，上图第二行31~16的内容放到%dx，edx中构成了完整的段基址
	"movw %1,%%dx" \
	:"=d" (__base) \
	:"m" (*((addr)+2)), \
	 "m" (*((addr)+4)), \
	 "m" (*((addr)+7))); \
__base;})
  • copy_mem函数的get_limit(0x0f)中0x0f的意思,段选择子的格式如下：

段选择子

get_limit(0x0f)中的0x0f是段选择子,0x0f为 0000 0000 0000 1111,指定了LDT表中具有RPL=3，索引值为1，T1位为1，指定LDT表

  • copy_mem函数代码分析：
    • 拷贝当前进程的页目录和页表给新进程
    • 设置好新进程的ldt表
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int copy_mem(int nr,struct task_struct * p)
{
	unsigned long old_data_base,new_data_base,data_limit;
	unsigned long old_code_base,new_code_base,code_limit;
	
  	//0x0f为代码段选择子
  	//下面有对段选择子的说明
	code_limit=get_limit(0x0f);
  	//0x17为数据段选择子
	data_limit=get_limit(0x17);
  	//下面有重点分析
	old_code_base = get_base(current->ldt[1]);
	old_data_base = get_base(current->ldt[2]);
	if (old_data_base != old_code_base)
		panic("We don't support separate I&D");
	if (data_limit < code_limit)
		panic("Bad data_limit");
  	//进程线形地址的基地址为 64M X 进程号
	new_data_base = new_code_base = nr * TASK_SIZE;
	p->start_code = new_code_base;
  	//设置ldt[1]代码段的线性地址
	set_base(p->ldt[1],new_code_base);
  	//设置ldt[2]数据段的线性地址
	set_base(p->ldt[2],new_data_base);
 	//拷贝页表,在内存管理中详细说明
	if (copy_page_tables(old_data_base,new_data_base,data_limit)) {
		free_page_tables(new_data_base,data_limit);
		return -ENOMEM;
	}
	return 0;
}

三. 进程管理(创建)依赖内存管理子系统

copy_process的第77行,用来分配一页物理内存(通常是4k)给新进程

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struct task_struct* p;
...
p = (struct task_struct*)get_free_page();