linux0.11内核完全剖析- fork.c

声明：

参考《linux内核完全剖析基于linux0.11》--赵炯    节选

fork.c 程序

1.功能描述
        fork() 系统调用用于创建子进程。 Linux 中所有进程都是进程 0 （任务 0 ）的子进程。该程序是 sys_fork()

（在 kernel/system_call.s 中定义）系统调用的辅助处理函数集，给出了 sys_fork() 系统调用中使用的两个
C 语言函数： find_empty_process() 和 copy_process() 。还包括进程内存区域验证与内存分配函数

verify_area() 。
        copy_process() 用于创建并复制进程的代码段和数据段以及环境。在进程复制过程中，主要牵涉到进
程数据结构中信息的设置。系统首先为新建进程在主内存区中申请一页内存来存放其任务数据结构信息，
并复制当前进程任务数据结构中的所有内容作为新进程任务数据结构的模板。
        随后对复制的任务数据结构进行修改。把当前进程设置为新进程的父进程，清除信号位图并复位新
进程各统计值。接着根据当前进程设置任务状态段（ TSS ）中各寄存器的值。由于创建进程时新进程返
回值应为 0 ，所以需要设置 tss.eax = 0 。新建进程内核态堆栈指针 tss.esp0 被设置成新进程任务数据结构
所在内存页面的顶端，而堆栈段 tss.ss0 被设置成内核数据段选择符。 tss.ldt 被设置为局部表描述符在 GDT

中的索引值。如果当前进程使用了协处理器，把还需要把协处理器的完整状态保存到新进程的 tss.i387
结构中。
        此后系统设置新任务的代码和数据段基址、限长并复制当前进程内存分页管理的页表。如果父进程
中有文件是打开的，则将对应文件的打开次数增 1 。接着在 GDT 中设置新任务的 TSS 和 LDT 描述符项，
其中基地址信息指向新进程任务结构中的 tss 和 ldt 。最后再将新任务设置成可运行状态并返回新进程号。
        下图是内存验证函数 verify_area() 中验证内存的起始位置和范围的调整示意图。因为内存写验证
函数 write_verify() 需要以内存页面为单位（ 4096 字节）进行操作，因此在调用 write_verify() 之前，需要
把验证的起始位置调整为页面起始位置，同时对验证范围作相应调整。

2.代码注释

linux/kernel/fork.c 程序

/*
* linux/kernel/fork.c
*
* (C) 1991 Linus Torvalds
*/

/*
* 'fork.c' contains the help-routines for the 'fork' system call
* (see also system_call.s), and some misc functions ('verify_area').
* Fork is rather simple, once you get the hang of it, but the memory
* management can be a bitch. See 'mm/mm.c': 'copy_page_tables()'
*/
/*
* 'fork.c'中含有系统调用'fork'的辅助子程序（参见 system_call.s），以及一些其它函数
* ('verify_area')。一旦你了解了 fork，就会发现它是非常简单的，但内存管理却有些难度。
* 参见'mm/mm.c'中的'copy_page_tables()'。
*/

#include <errno.h> // 错误号头文件。包含系统中各种出错号。(Linus 从 minix 中引进的)。

#include <linux/sched.h> // 调度程序头文件，定义了任务结构 task_struct、初始任务 0 的数据，
	// 还有一些有关描述符参数设置和获取的嵌入式汇编函数宏语句。
#include <linux/kernel.h> // 内核头文件。含有一些内核常用函数的原形定义。
#include <asm/segment.h> // 段操作头文件。定义了有关段寄存器操作的嵌入式汇编函数。
#include <asm/system.h> // 系统头文件。定义了设置或修改描述符/中断门等的嵌入式汇编宏。

extern void write_verify(unsigned long address);

long last_pid=0; // 最新进程号，其值由 get_empty_process()生成。

//// 进程空间区域写前验证函数。
// 对当前进程地址从 addr 到 addr + size 这一段空间以页为单位执行写操作前的检测操作。
// 由于检测判断是以页面为单位进行操作，因此程序首先需要找出 addr 所在页面开始地址 start，
// 然后 start 加上进程数据段基址，使这个 start 变换成 CPU 4G 线性空间中的地址。最后循环
// 调用 write_verify()对指定大小的内存空间进行写前验证。若页面是只读的，则执行共享检验
// 和复制页面操作（写时复制）。
void verify_area(void * addr,int size)
{
	unsigned long start;

	start = (unsigned long) addr;
	// 将起始地址 start 调整为其所在页的左边界开始位置，同时相应地调整验证区域大小。
	// 下句中的 start & 0xfff 用来获得指定起始位置 addr（也即 start）在所在页面中的偏移值，
	// 原验证范围 size 加上这个偏移值即扩展成以 addr 所在页面起始位置开始的范围值。因此在 30 行
	// 上也需要把验证开始位置 start 调整成页面边界值。参见前面的图“内存验证范围的调整”。
	size += start & 0xfff;
	start &= 0xfffff000;
	// 下面把 start 加上进程数据段在线性地址空间中的起始基址，变成系统整个线性空间中的地址位置。
	// 对于 0.11 内核，其数据段和代码段在线性地址空间中的基址和限长均相同。
	start += get_base(current->ldt[2]);
	while (size>0) {
		size -= 4096;
		// 写页面验证。若页面不可写，则复制页面。（mm/memory.c，261 行）
		write_verify(start);
		start += 4096;
	}
}

// 设置新任务的代码和数据段基址、限长并复制页表。
// nr 为新任务号；p 是新任务数据结构的指针。
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;

	// 取当前进程局部描述符表中描述符项的段限长（字节数）。
	code_limit=get_limit(0x0f); // 取局部描述符表中代码段描述符项中段限长。
	data_limit=get_limit(0x17); // 取局部描述符表中数据段描述符项中段限长。
	// 取当前进程代码段和数据段在线性地址空间中的基地址。
	old_code_base = get_base(current->ldt[1]); // 取原代码段基址。
	old_data_base = get_base(current->ldt[2]); // 取原数据段基址。

	if (old_data_base != old_code_base) // 0.11 版不支持代码和数据段分立的情况。
		panic( "We don't support separate I&D" );
	if (data_limit < code_limit) // 如果数据段长度 < 代码段长度也不对。
		panic( "Bad data_limit" );

	// 创建中新进程在线性地址空间中的基地址等于 64MB * 其任务号。
	new_data_base = new_code_base = nr * 0x4000000; // 新基址=任务号*64Mb(任务大小)。
	p->start_code = new_code_base;
	// 设置新进程局部描述符表中段描述符中的基地址。
	set_base(p->ldt[1],new_code_base); // 设置代码段描述符中基址域。
	set_base(p->ldt[2],new_data_base); // 设置数据段描述符中基址域。
	// 设置新进程的页目录表项和页表项。即把新进程的线性地址内存页对应到实际物理地址内存页面上。
	if (copy_page_tables(old_data_base,new_data_base,data_limit)) { // 复制代码和数据段。
		free_page_tables(new_data_base,data_limit); // 如果出错则释放申请的内存。
		return -ENOMEM;
	}
	return 0;
}

/*
* Ok, this is the main fork-routine. It copies the system process
* information (task[nr]) and sets up the necessary registers. It
* also copies the data segment in it's entirety.
*/
/*
* OK，下面是主要的 fork 子程序。它复制系统进程信息(task[n])并且设置必要的寄存器。
* 它还整个地复制数据段。
*/
// 复制进程。
// 其中参数 nr 是调用 find_empty_process()分配的任务数组项号。none 是 system_call.s 中调用
// sys_call_table 时压入堆栈的返回地址。
int copy_process(int nr,long ebp,long edi,long esi,long gs,long none,
long ebx,long ecx,long edx,
long fs,long es,long ds,
long eip,long cs,long eflags,long esp,long ss)
{
	struct task_struct *p;
	int i;
	struct file *f;

	p = (struct task_struct *) get_free_page(); // 为新任务数据结构分配内存。
	if (!p) // 如果内存分配出错，则返回出错码并退出。
		return -EAGAIN;
	task[nr] = p; // 将新任务结构指针放入任务数组中。
	// 其中 nr 为任务号，由前面 find_empty_process()返回。
	*p = *current; /* NOTE! this doesn't copy the supervisor stack */
	/* 注意！这样做不会复制超级用户的堆栈 */（只复制当前进程内容）。
	p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE; // 将新进程的状态先置为不可中断等待状态。
	p->pid = last_pid; // 新进程号。由前面调用 find_empty_process()得到。
	p->father = current->pid; // 设置父进程号。
	p->counter = p->priority;
	p->signal = 0; // 信号位图置 0。
	p->alarm = 0; // 报警定时值（滴答数）。
	p->leader = 0; /* process leadership doesn't inherit */
	/* 进程的领导权是不能继承的 */
	p->utime = p->stime = 0; // 初始化用户态时间和核心态时间。
	p->cutime = p->cstime = 0; // 初始化子进程用户态和核心态时间。
	p->start_time = jiffies; // 当前滴答数时间。
	// 以下设置任务状态段 TSS 所需的数据（参见列表后说明）。
	p->tss.back_link = 0;
	// 由于是给任务结构 p 分配了 1 页新内存，所以此时 esp0 正好指向该页顶端。ss0:esp0 用于作为程序
	// 在内核态执行时的堆栈。
	p->tss.esp0 = PAGE_SIZE + (long) p; // 内核态堆栈指针。
	p->tss.ss0 = 0x10; // 堆栈段选择符（与内核数据段相同）。
	p->tss.eip = eip; // 指令代码指针。
	p->tss.eflags = eflags; // 标志寄存器。
	p->tss.eax = 0; // 这是当 fork()返回时，新进程会返回 0 的原因所在。
	p->tss.ecx = ecx;
	p->tss.edx = edx;
	p->tss.ebx = ebx;
	p->tss.esp = esp; // 新进程完全复制了父进程的堆栈内容。因此要求 task0
	p->tss.ebp = ebp; // 的堆栈比较“干净”。
	p->tss.esi = esi;
	p->tss.edi = edi;
	p->tss.es = es & 0xffff; // 段寄存器仅 16 位有效。
	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;
	p->tss.ldt = _LDT(nr); // 设置新任务的局部描述符表的选择符（LDT 描述符在 GDT 中）。
	p->tss.trace_bitmap = 0x80000000; （高 16 位有效）。
	// 如果当前任务使用了协处理器，就保存其上下文。汇编指令 clts 用于清除控制寄存器 CR0 中的任务
	// 已交换（TS）标志。每当发生任务切换，CPU 都会设置该标志。该标志用于管理数学协处理器：如果
	// 该标志置位，那么每个 ESC 指令都会被捕获。如果协处理器存在标志也同时置位的话那么就会捕获
	// WAIT 指令。因此，如果任务切换发生在一个 ESC 指令开始执行之后，则协处理器中的内容就可能需
	// 要在执行新的 ESC 指令之前保存起来。错误处理句柄会保存协处理器的内容并复位 TS 标志。
	// 指令 fnsave 用于把协处理器的所有状态保存到目的操作数指定的内存区域中（tss.i387）。
	if (last_task_used_math == current)
	__asm__( "clts ; fnsave %0" :: "m" (p->tss.i387));
	// 设置新任务的代码和数据段基址、限长并复制页表。如果出错（返回值不是 0），则复位任务数组中
	// 相应项并释放为该新任务分配的内存页。
	if (copy_mem(nr,p)) { // 返回不为 0 表示出错。
		task[nr] = NULL;
		free_page((long) p);
		return -EAGAIN;
	}
	// 如果父进程中有文件是打开的，则将对应文件的打开次数增 1。
	for (i=0; i<NR_OPEN;i++)
		if (f=p->filp[i])
			f->f_count++;
	// 将当前进程（父进程）的 pwd, root 和 executable 引用次数均增 1。
	if (current->pwd)
		current->pwd->i_count++;
	if (current->root)
		current->root->i_count++;
	if (current->executable)
		current->executable->i_count++;
	// 在 GDT 中设置新任务的 TSS 和 LDT 描述符项，数据从 task 结构中取。
	// 在任务切换时，任务寄存器 tr 由 CPU 自动加载。
	set_tss_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_TSS_ENTRY,&(p->tss));
	set_ldt_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_LDT_ENTRY,&(p->ldt));
	p->state = TASK_RUNNING; /* do this last, just in case */
	/* 最后再将新任务设置成可运行状态，以防万一 */
	return last_pid; // 返回新进程号（与任务号是不同的）。
}

// 为新进程取得不重复的进程号 last_pid，并返回在任务数组中的任务号(数组 index)。
int find_empty_process(void)
{
	int i;

	repeat:
		// 如果 last_pid 增 1 后超出其正数表示范围，则重新从 1 开始使用 pid 号。
		if ((++last_pid)<0) last_pid=1;
		// 在任务数组中搜索刚设置的 pid 号是否已经被任何任务使用。如果是则重新获得一个 pid 号。
		for(i=0 ; i<NR_TASKS ; i++)
			if (task[i] && task[i]->pid == last_pid) goto repeat;
	// 在任务数组中为新任务寻找一个空闲项，并返回项号。last_pid 是一个全局变量，不用返回。
	for(i=1 ; i<NR_TASKS ; i++) // 任务 0 排除在外。
		if (!task[i])
			return i;
	// 如果任务数组中 64 个项已经被全部占用，则返回出处码。
	return -EAGAIN;
}

3.任务状态段（TSS ）信息

        如下图是任务状态段TSS(Task State Segment)的内容。每个任务的TSS被保存在任务数据结构task_struct中。

        CPU 管理任务需要的所有信息被存储于一个特殊类型的段中，任务状态段 (task state segment - TSS) 。
图中显示出执行 80386 任务的 TSS 格式。
        TSS 中的字段可以分为两类：
        1. CPU 在进行任务切换时更新的动态信息集。这些字段有：
                 o  通用寄存器（ EAX ， ECX ， EDX ， EBX ， ESP ， EBP ， ESI ， EDI ）；
                 o  段寄存器（ ES, CS, SS, DS, FS, GS ）；
                 o  标志寄存器（ EFLAGS ）；
                 o  指令指针（ EIP ）；
                 前一个执行任务的 TSS 的选择符（仅当返回时才更新）。
        2. CPU 读取但不会更改的静态信息集。这些字段有：
                 o  任务的 LDT 的选择符；
                 o  含有任务页目录基地址的寄存器（ PDBR ）；
                 o  特权级 0-2 的堆栈指针；
                 o  当任务进行切换时导致 CPU 产生一个调试 (debug) 异常的 T- 比特位（调试跟踪位）；
                 o  I/O 比特位图基地址（其长度上限就是 TSS 的长度上限，在 TSS 描述符中说明）。

        任务状态段可以存放在线形空间的任何地方。与其它各类段相似，任务状态段也是由描述符来定义
的。当前正在执行任务的 TSS 是由任务寄存器（ TR ）来指示的。指令 LTR 和 STR 用来修改和读取任务
寄存器中的选择符（任务寄存器的可见部分）。
        I/O 比特位图中的每 1 比特对应 1 个 I/O 端口。比如端口 41 的比特位就是 I/O 位图基地址 +5 ，位偏
移 1 处。在保护模式中，当遇到 1 个 I/O 指令时 (IN, INS, OUT, OUTS) ， CPU 首先就会检查当前特权级是
否小于标志寄存器的 IOPL ，如果这个条件满足，就执行该 I/O 操作。如果不满足，那么 CPU 就会检查
TSS 中的 I/O 比特位图。如果相应比特位是置位的，就会产生一般保护性异常，否则就会执行该 I/O 操
作。
         在 Linux 0.11 中，图中 SS0:ESP0 用于存放任务在内核态运行时的堆栈指针。 SS1:ESP1 和 SS2:ESP2
分别对应运行于特权级 1 和 2 时使用的堆栈指针，这两个特权级在 Linux 中没有使用。而任务工作于用
户态时堆栈指针则保存在 SS:ESP 寄存器中。由上所述可知，每当任务进入内核态执行时，其内核态堆
栈指针初始位置不变，均为任务数据结构所在页面的顶端位置处。