对Linux0.11 中 进程0 和 进程1分析
1. 背景进程的创建过程无疑是最重要的操作系统处理过程之一,很多书和教材上说的最多的还是一些原理的部分,忽略了很多细节。比如,子进程复制父进程所拥有的资源,或者子进程和父进程共享相同的物理页面,拥有自己的地址空间,子进程创建后接受统一调度执行等等。原理性的书籍更多地关注了进程创建过程中各个关键部分的功能,但由于过于抽象,很难理解,因此如果自己能够实际操作,实践这个过程就很重要,可以让那些看起来抽象
1. 背景
进程的创建过程无疑是最重要的操作系统处理过程之一,很多书和教材上说的最多的还是一些原理的部分,忽略了很多细节。比如,子进程复制父进程所拥有的资源,或者子进程和父进程共享相同的物理页面,拥有自己的地址空间,子进程创建后接受统一调度执行等等。
原理性的书籍更多地关注了进程创建过程中各个关键部分的功能,但由于过于抽象,很难理解,因此如果自己能够实际操作,实践这个过程就很重要,可以让那些看起来抽象的概念变的现实而容易理解,比如所谓的父进程的资源,父进程所拥有的物理页面,甚至父进程的地址空间等等,这些抽象的概念其实只要实际操作一次就更能有感性的认识。本人参考Linux0.11源代码实践了创建进程和调度,这个过程获益匪浅,这里把主要的学习成果结合实践总结一下。
2.
子进程的创建是基于父进程的,因此一直追溯上去,总有一个进程是原始的,即没有父进程的。这个进程在Linux中的进程号是0,也就是传说中的0号进程(可惜很多理论书上对这个重要的进程只字不提)。
如果说子进程可以通过规范的创建进程的函数(如:fork())基于父进程复制创建,那么0号进程并没有可以复制和参考的对象,也就是说0号进程拥有的所有信息和资源都是强制设置的,不是复制的,这个过程我称为手工设置,也就是说0号进程是“纯手工打造”,这是操作系统中“最原始”的一个进程,它是一个模子,后面的任何进程都是基于0号进程生成的。
手工打造0号进程最主要包括两个部分:创建进程0运行时所需的所有信息,即填充0号进程,让它充满“血肉”;二是调度0号进程的执行,即让它“动”起来,只有动起来,才是真正意义上的进程,因为进程本身实际上是个动态的概念。
1)填充0号进程信息
struct task_struct {
long state,counter,priority, signal;
struct sigaction sigaction[32];
long blocked;
int exit_code;
unsigned long start_code,end_code,end_data,brk,start_stack;
long pid,father,pgrp,session,leader;
unsigned short uid,euid,suid,gid,egid,sgid;
long alarm;
long utime,stime,cutime,cstime,start_time;
unsigned short used_math;
int tty;
unsigned short umask;
struct m_inode * pwd;
struct m_inode * root;
struct m_inode * executable;
unsigned long close_on_exec;
struct file * filp[NR_OPEN];
struct desc_struct ldt[3];
struct tss_struct tss;
};
可以看到进程描述符里的信息很多,大体上有几部分:
a. 进程的运行信息,如进程的当前状态(state),进程的各种时间片消耗记录(utime、stime等),进程的信号(signal)和优先级(priority)等。
b. 进程的基本创建信息,如进程号(pid),进程的创建用户(uid)等。
c. 进程的资源类信息,如使用的tty自设备号(tty),文件根目录i节点结构(root)等。
d. 进程执行和切换CPU需要使用的关键信息:局部描述符表(LDT)、任务状态段(TSS)信息。
这些信息并不是在进程创建的时候就全部确定的,大部分只是暂时赋一个初值,在运行的时候会动态更改,也有一些是要在进程运行前设置好的,才能保证进程被正确地执行起来。实际上,我们最需要填充的信息是那些使得操作系统可以顺利切换到0号进程的信息,最重要的显然是进程的LDT和TSS信息。TSS是CPU在切换任务时需要使用的信息,而LDT是局部描述符表,0号进程是第一个运行在用户态的进程,需要使用自己的LDT。TSS和LDT是保证不同进程之间相互隔离的重要机制。
实际上还有一个重要的信息不是放在进程本身的描述符里的,而是放在全局描述符表GDT中,因为所有的进程是由操作系统统一管理的,因此操作系统至少要保持对它们的索引,这种索引性质的信息放在操作系统内核的GDT中。对于Linux0.11来说,每个进程都有一个LDT和一个TSS描述符,而Linux2.4之后是每个CPU一个TSS描述符并存储在GDT中,而不是每个进程一个。当然这种区别会造成进程创建和切换过程中一些细节上的差异,但本质的部分和任务的切换过程并没有任何不同。
除了填充进程描述符的信息外,还需要在GDT中设置相关的项,即进程0的LDT和TSS选择符,这个工作是在sched_init()里完成的:
void sched_init(void){
...
set_tss_desc(gdt+FIRST_TSS_ENTRY,&(init_task.task.tss));
set_ldt_desc(gdt+FIRST_LDT_ENTRY,&(init_task.task.ldt));
...
ltr(0);
lldt(0);
}
2)运行0号进程
#define move_to_user_mode() \
__asm__ ("movl %%esp,%%eax\n\t" \
"pushl $0x17\n\t" \
"pushl %%eax\n\t" \
"pushfl\n\t" \
"pushl $0x0f\n\t" \
"pushl $1f\n\t" \
"iret\n" \
"1:\tmovl $0x17,%%eax\n\t" \
...)
这个宏将进程0执行时的ss,esp,eflags.cs,eip信息全部压栈,待到执行iret指令时,CPU将这几项信息从栈中弹出加载到相应的寄存器中,这样就实现了进程0的启动执行。从这里也可以看出,进程0刚开始执行时几个关键寄存器的信息也是在其运行前事先设定好的,从进程描述符信息到执行信息均是人为设置,因此我称之为“纯手工打造的进程”。
3. 子进程的创建
#define switch_to(n) {\
struct {long a,b;} __tmp; \
__asm__("cmpl %%ecx,_current\n\t" \
"je 1f\n\t" \
"movw %%dx,%1\n\t" \
"xchgl %%ecx,_current\n\t" \
"ljmp %0\n\t" \
"cmpl %%ecx,_last_task_used_math\n\t" \
"jne 1f\n\t" \
"clts\n" \
"1:" \
::"m" (*&__tmp.a),"m" (*&__tmp.b), \
"d" (_TSS(n)),"c" ((long) task[n])); \
}
最终的切换执行了一个ljmp操作,它的操作数是一个任务描述符,这会导致CPU执行一次任务切换,根据新进程的TSS信息将相关信息加载进cs,eip,eflags,ss,esp寄存器开始执行新的代码。当然由于先前拷贝的父进程的相关页面被设置为只读,子进程第一次执行到该页面时会触发页保护的异常,这时会触发写时复制操作,为子进程分配自己的相应页面。
附1:任务(task)和进程(process)的区别
附2:
~内核开始运行时的第一个进程是0号进程,在0号进程中会对各种设备和运行时的环境进程初始化,包括(内存、中断、块设备、字符设备、终端、进程表)等。初始化完成后会将0号进程转移到用户模式运行,即0号进程的安全级由0转为3。
~ 然后在进程0中会调用fork()来创建1号进程,此时就有两个进程在运行了。在0号进程中会一直运行pause()挂起自身进程并呼叫进程调用函数。在 1号进程中会生成标准输入/输出/错误,然后会再次使用fork()生成2号进程,并使用wait()等待2号进程的终了。
~在2号进程中会将/etc/rc作为标准输入运行sh程序来初始化运行环境。
~1 号进程在等到2号进程终了后会继续运行。先关闭旧的标准输入/输出/错误,然后再生成新的。然后再调用fork()以登陆SHELL的形式生成新的进程 n,在1号进程中调用wait()等待进程n终了的同时做僵死子进程的清理工作(因为我们可以通过SHELL与系统交互生成很多的子进程在系统中运行)。 当等待的n号进程终了后,1号进程又会调用fork()生成新的进程nx,并重复以上的处理,在进程终了后再次生成新的进程。
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