Linux0.11版源代码分析——init/main.c(进程0及fork)

进程0是一个特殊的进程，它是所有其它进程的祖先进程，所有其它的进程都是fork通过系统调用，复制进程0或者其后代进程产生的。但是进程0却不是通过fork调用产生的。进程0的代码就是内核system模块的代码，所以可以认为系统一启动进程0就开始运行。但是此时并不是真正的进程0，应为此时gdt中还没有设置tss和ldt描述符，直到sched_init()中才设置了tss和ldt并且把tss加载到tr寄存器，所以在此时应该算是进入真正的进程0，之前可以认为是进程0的初始化设置，可以说进程0是手动设置的。

step1、手工设置进程控制块、页目录和页表

进程控制块是直接手工设置好的，在sched.c第115行INIT_TASK

#define INIT_TASK \
/* state etc */    { 0,15,15, \
/* signals */    0,{{},},0, \
/* ec,brk... */    0,0,0,0,0,0, \
/* pid etc.. */    0,-1,0,0,0, \
/* uid etc */    0,0,0,0,0,0, \
/* alarm */    0,0,0,0,0,0, \
/* math */    0, \
/* fs info */    -1,0022,NULL,NULL,NULL,0, \
/* filp */    {NULL,}, \
{ \
{0,0}, \                // ldt第0项是空
/* ldt */    {0x9f,0xc0fa00}, \        //代码段长640K,基地0,G=1,D=1,DPL=3,P=1,TYPE=0x0a
{0x9f,0xc0f200}, \        //数据段长640K，基地0，G=1, D=1, DPL=3,P=1, TYPE=0x02
}, \
/*tss*/    {0,PAGE_SIZE+(long)&init_task,0x10,0,0,0,0,(long)&pg_dir,\
// esp0 = PAGE_SIZE+(long)&init_task    内核态堆栈指针初始化为页面最后
// ss0 = 0x10    内核态堆栈的段选择符，指向系统数据段描述符，进程0的进程控制
//            块和内核态堆栈都在system模块中
// cr3 = (long)&pg_dir 页目录表，其实linux0.11所有进程共享一个页目录表
0,0,0,0,0,0,0,0, \
0,0,0x17,0x17,0x17,0x17,0x17,0x17, \
_LDT(0),0x80000000, \    // ldt表选择符指向gdt中的LDT0处
{} \
}, \
}

task数组的初始化在sched.c第65行，这里task数组的的一项直接指向了进程0的进程控制块。

即struct task_struct * task[NR_TASKS] = {&(init_task.task), };

从手工设置的进程控制块，我们可以看到：

1、进程0的代码基地址为0段长为640K，数据段基地址也为0段长也为640K。也就是说进程0的代码段、进程0的数据段、系统代码段和系统数据段4者重合。也可以认为系统的代码就是进程0的代码。

2、进程0的进程控制块和内核态堆栈都位于系统模块内。

3、页目录、页表的设置在head.s中完成，进程0的页目录、页表就是系统的页目录、页表。进程0的页表也位于内核模块中，就是内核模块中的4个页表，它们完全映射了16M物理内存。

step2、设置tss段描述符、ldt段描述符和加载TR寄存器

main函数中调用了sched_init()函数，在该函数中设置了进程0的tss段描述符，ldt段描述符，并且加载TR寄存器，使它指向进程0的tss段。这时进程0所有的结构才齐全，才可以参与进程调度。我们可以认为当sched_init()函数结束后进程0正式产生。

step3、切换到用户态运行

接下来需要把进程0从内核态转移到用户态。在main.c的137行有一句move_to_user_mode()把进程0从内核态移到用户态运行。

move_to_user_mode()是一个宏定义，在system.h的第1行。它利用模拟中断返回的方法把进程0从内核态切换到用户态。

进程0数据段的基地址还是0，所以（原SS : 原ESP）指向的还是当前堆栈（user_stack）的栈顶。进程0的代码段基地址仍然是0，所以iret返回的（CS : EIP）指向的就是iret下一条指令。这样执行iret指令后PC指向iret下一条指令，堆栈还是user_stack没变换，改变的仅仅是CPL，CPL从0变成了3，进程0完成了从内核态到用户态的切换。

用fork创建进程

除了进程0，其它所有的进程都是fork产生的。子进程是通过复制父进程的数据和代码产生的。创建结束后，子进程和父进程的代码段、数据段共享。但是子进程有自己的进程控制块、内核堆栈和页表。

我们知道一个进程需要有如下3个结构

　　1． task[]数组中的一项，即进程控制块（task_struct）

　　2． GDT中的两项，即TSS段和LDT段描述符

　　3． 页目录和页表

　　所以fork()的任务就是为一个新进程构造这3个结构。

　　sys_fork() 系统调用的实现在2个文件中。fork.c中的全部和system_call.s中208－291行。sys_fork()系统调用分成2步完成，第一步调用函数find_empty_process()，在task[]数组中找一项空闲项，第二步调用copy_process() 函数，复制进程。

在main.c中fork()通过_syscall0实现的，展开该宏，可知实际上是在system_call.s文件中，通过int 0x80中断，调用_sys_fork。

_sys_fork:
call _find_empty_process
testl %eax,%eax
js 1f
push %gs
pushl %esi
pushl %edi
pushl %ebp
pushl %eax
call _copy_process
addl $20,%esp
1:    ret

从以上代码可知，此时调用了函数find_empty_process()和copy_process()，以上两个函数在fork.c文件中实现。在copy_process中调用了copy_mem()函数，设置新进程的LDT项（数据段描述符和代码段描述符）中的基地址部分并且复制父进程（也就是当前进程）的页目录和页表，实现父子进程数据代码共享。

以上说明的是fork创建子进程的过程，之后execve加载可执行文件，执行新的进程。关于进程的其它部分将在下篇博客中说明。

此博客参考了赵炯博士的《Linux内核完全剖析——基于0.12版内核》以及袁镱对进程管理分析的文章，在此特别表示感谢。