linux内核分析作业8：理解进程调度时机跟踪分析进程调度与进程切换的过程

1. 实验目的

选择一个系统调用（13号系统调用time除外），系统调用列表，使用库函数API和C代码中嵌入汇编代码两种方式使用同一个系统调用
分析汇编代码调用系统调用的工作过程，特别是参数的传递的方式等。
阐明自己对“系统调用的工作机制”的理解。

实验过程

2.1 fork函数

本次实验选择fork系统调用，其系统调用号为：

2    i386    fork            sys_fork            stub32_fork

一个进程，包括代码、数据和分配给进程的资源。fork（）函数通过系统调用创建一个与原来进程几乎完全相同的进程，也就是两个进程可以做完全相同的事，但如果初始参数或者传入的变量不同，两个进程也可以做不同的事。一个进程调用fork（）函数后，系统先给新的进程分配资源，例如存储数据和代码的空间。然后把原来的进程的所有值都复制到新的新进程中，只有少数值与原来的进程的值不同。相当于克隆了一个自己。

fork调用的一个奇妙之处就是它仅仅被调用一次，却能够返回两次，它可能有三种不同的返回值：

在父进程中，fork返回新创建子进程的进程ID；
在子进程中，fork返回0；
如果出现错误，fork返回一个负值；

在fork函数执行完毕后，如果创建新进程成功，则出现两个进程，一个是子进程，一个是父进程。在子进程中，fork函数返回0，在父进程中，fork返回新创建子进程的进程ID。我们可以通过fork返回的值来判断当前进程是子进程还是父进程。引用一位网友的话来解释fpid的值为什么在父子进程中不同。“其实就相当于链表，进程形成了链表，父进程的fpid(p 意味point)指向子进程的进程id, 因为子进程没有子进程，所以其fpid为0。

fork.c的代码如下：

#include <unistd.h>

#include <stdio.h>

int main ()

{

    pid_t fpid;

    int count = 0;

    fpid = fork();

    if (fpid < 0)

        printf("error in fork!");

    else if (fpid == 0) {

        printf("i am the child process, my process id is %d\n",getpid());

        count++;

    }

    else {

        printf("i am the parent process, my process id is %d\n",getpid());

        count++;

    }

    printf("count: %d\n",count);

    return 0;

}

执行结果

分别用API和嵌入式汇编代码调用fork，结果如图：

创建新进程成功后，系统中出现两个基本完全相同的进程，这两个进程执行没有固定的先后顺序，哪个进程先执行要看系统的进程调度策略。每个进程都有一个独特（互不相同）的进程标识符（process ID），可以通过getpid（）函数获得，还有一个记录父进程pid的变量，可以通过getppid（）函数获得变量的值。 fork执行完毕后，出现两个进程，进程1的变量为count=0，fpid！=0（父进程）。进程2的变量为count=0，fpid=0（子进程），这两个进程的变量都是独立的，存在不同的地址中，不是共用的，这点要注意。可以说，我们就是通过fpid来识别和操作父子进程的。还有人可能疑惑为什么不是从#include处开始复制代码的，这是因为fork是把进程当前的情况拷贝一份，执行fork时，进程已经执行完了int count=0;fork只拷贝下一个要执行的代码到新的进程。

3. 实验分析

下面重点分析嵌入式汇编代码的执行，fork-asm.c源代码如下：

#include <unistd.h>

#include <stdio.h>

int main ()

{

    pid_t fpid;

    int count = 0;

    asm volatile (

            "mov $0, %%ebx\n\t"

            "mov $0x2, %%eax\n\t"

            "int $0x80\n\t"

            "mov %%eax, %0\n\t"

            : "=m" (fpid)

            );

    if (fpid < 0)

        printf("error in fork!");

    else if (fpid == 0) {

        printf("i am the child process, my process id is %d\n",getpid());

        count++;

    }

    else {

        printf("i am the parent process, my process id is %d\n",getpid());

        count++;

    }

    printf("count: %d\n",count);

    return 0;

}

以上程序与fork.c的主要区别就是用asm汇编代替了fpid = fork();语句。其主要过程是：

    asm volatile (

            "mov $0, %%ebx\n\t"        // 由于fork函数调用不需要参数，可直接将立即数0赋值给ebx，代表NULL。没有这条语句应该也可以。

            "mov $0x2, %%eax\n\t"    // 系统调用号默认通过eax传递，因此将fork的系统调用号0x2赋值给eax

            "int $0x80\n\t"                  // 通过0x80中断向量，执行系统调用。系统由eax此时的值可知，用户请求fork调用。

            "mov %%eax, %0\n\t"      // 系统返回的pid号默认储存在eax中，将eax的值赋给第一个输出操作数，即下面的fpid。

            : "=m" (fpid)                     // =代表操作数在指令中是只写的，m代表内存变量。即输出操作数0为内存中的fpid。

            );

除了系统调用号以外，大部分系统调用都还需要一些外部的参数输人。所以，在发生异常的时候，应该把这些参数从用户空间传给内核。最简单的办法就是像传递系统调用号一样把这些参数也存放在寄存器里。在x86系统上，ebx, ecx, edx, esi和edi按照顺序存放前五个参数。需要六个或六个以上参数的情况不多见，此时，应该用一个单独的寄存器存放指向所有这些参数在用户空间地址的指针。给用户空间的返回值也通过寄存器传递。在x86系统上，它存放在eax寄存器中。接下来许多关于系统调用处理程序的描述都是针对x86版本的。但不用担心，所有体系结构的实现都很类似。

4. 实验总结

系统调用在用户空间进程和硬件设备之间的接口，它和普通库函数调用非常相似，只是系统调用由操作系统核心提供，运行于核心态，而普通的函数调用由函数库或用户自己提供，运行于用户态。主要有三个作用：

它为用户空间提供了一种统一的硬件的抽象接口。比如当需要读些文件的时候，应用程序就可以不去管磁盘类型和介质，甚至不用去管文件所在的文件系统到底是哪种类型。
系统调用保证了系统的稳定和安全。作为硬件设备和应用程序之间的中间人，内核可以基于权限和其他一些规则对需要进行的访问进行裁决。举例来说，这样可以避免应用程序不正确地使用硬件设备，窃取其他进程的资源，或做出其他什么危害系统的事情。
每个进程都运行在虚拟系统中，而在用户空间和系统的其余部分提供这样一层公共接口，也是出于这种考虑。如果应用程序可以随意访问硬件而内核又对此一无所知的话，几乎就没法实现多任务和虚拟内存，当然也不可能实现良好的稳定性和安全性。在Linux中，系统调用是用户空间访问内核的惟一手段；除异常和中断外，它们是内核惟一的合法入口。

API与系统调用并不存在一一对应的关系，只是为用户提供的标准接口，提高了程序移植性。用户在请求系统调用的时候，一般只与API打交道。而内核只与系统调用打交道，至于API是怎样申请系统调用的，是由Glibc等标准制定者负责的。UNIX尊奉的一句话是：Provide mechanism, not policy，即提供机制而不是策略。这里的机制就是：

用户空间的程序无法直接执行内核代码。它们不能直接调用内核空间中的函数，因为内核驻留在受保护的地址空间上。如果进程可以直接在内核的地址空间上读写的话，系统安全就会失去控制。所以，应用程序应该以某种方式通知系统，告诉内核自己需要执行一个系统调用，希望系统切换到内核态，这样内核就可以代表应用程序来执行该系统调用了。
通知内核的机制是靠软件中断实现的。首先，用户程序为系统调用设置参数。其中一个参数是系统调用编号。参数设置完成后，程序执行“系统调用”指令。x86系统上的软中断由int产生。这个指令会导致一个异常：产生一个事件，这个事件会致使处理器切换到内核态并跳转到一个新的地址，并开始执行那里的异常处理程序。此时的异常处理程序实际上就是系统调用处理程序。它与硬件体系结构紧密相关。
新地址的指令会保存程序的状态，计算出应该调用哪个系统调用，调用内核中实现那个系统调用的函数，恢复用户程序状态，然后将控制权返还给用户程序。系统调用是设备驱动程序中定义的函数最终被调用的一种方式。

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