进程的创建与可执行程序的加载

实验二：进程的创建与可执行程序的加载

一、进程的创建

1、进程

进程既是一个独立拥有资源的基本单位，又是一个独立调度的基本单位。一个进程实体由若干个区（段）组成，包括程序区、数据区、栈区、共享存储区等。每个区又分为若干页，每个进程配置有唯一的进程控制块PCB，用于控制和管理进程。

2、 PCB的数据结构如下：

a、进程表项（Process Table Entry）。包括一些最常用的核心数据：

进程标识符PID、用户标识符UID、进程状态、事件描述符、进程和U区在内存或外存的地址、软中断信号、计时域、进程的大小、偏置值nice、指向就绪队列中下一个PCB的指针P_Link、指向U区进程正文、数据及栈在内存区域的指针。

b、U区（U Area）。用于存放进程表项的一些扩充信息。

每一个进程都有一个私用的U区，其中含有：进程表项指针、真正用户标识符u-ruid(read user ID)、有效用户标识符u-euid(effective user ID)、用户文件描述符表、计时器、内部I/O参数、限制字段、差错字段、返回值、信号处理数组。

由于UNIX系统采用段页式存储管理，为了把段的起始虚地址变换为段在系统中的物理地址，便于实现区的共享，所以还有：

c、系统区表项。以存放各个段在物理存储器中的位置等信息。

系统把一个进程的虚地址空间划分为若干个连续的逻辑区，有正文区、数据区、栈区等。这些区是可被共享和保护的独立实体，多个进程可共享一个区。为了对区进行管理，核心中设置一个系统区表，各表项中记录了以下有关描述活动区的信息：区的类型和大小、区的状态、区在物理存储器中的位置、引用计数、指向文件索引结点的指针。

d、进程区表

系统为每个进程配置了一张进程区表。表中，每一项记录一个区的起始虚地址及指向系统区表中对应的区表项。核心通过查找进程区表和系统区表，便可将区的逻辑地址变换为物理地址。

3、进程映像

进程是进程映像的执行过程，也就是正在执行的进程实体。它由三部分组成：

a、用户级上、下文。主要成分是用户程序；

b、寄存器上、下文。由CPU中的一些寄存器的内容组成，如PC，PSW，SP及通用寄存器等；

c、系统级上、下文。包括OS为管理进程所用的信息，有静态和动态之分。

4、所涉及的系统调用

fork( ) 函数

创建一个新进程。

系统调用格式：

pid=fork( )

参数定义：

int fork( )

fork( )返回值意义如下：

0：在子进程中，pid变量保存的fork( )返回值为0，表示当前进程是子进程。

>0：在父进程中，pid变量保存的fork( )返回值为子进程的id值（进程唯一标识符）。

-1：创建失败。

如果fork( )调用成功，它向父进程返回子进程的PID，并向子进程返回0，即fork( )被调用了一次，但返回了两次。此时OS在内存中建立一个新进程，所建的新进程是调用fork( )父进程（parent process）的副本，称为子进程（child process）。子进程继承了父进程的许多特性，并具有与父进程完全相同的用户级上下文。父进程与子进程并发执行。

核心为fork( )完成以下操作：

（1）为新进程分配一进程表项和进程标识符

进入fork( )后，核心检查系统是否有足够的资源来建立一个新进程。若资源不足，则fork( )系统调用失败；否则，核心为新进程分配一进程表项和唯一的进程标识符。

（2）检查同时运行的进程数目

超过预先规定的最大数目时，fork( )系统调用失败。

（3）拷贝进程表项中的数据

将父进程的当前目录和所有已打开的数据拷贝到子进程表项中，并置进程的状态为“创建”状态。

（4）子进程继承父进程的所有文件

对父进程当前目录和所有已打开的文件表项中的引用计数加1。

（5）为子进程创建进程上、下文

进程创建结束，设子进程状态为“内存中就绪”并返回子进程的标识符。

（6）子进程执行

虽然父进程与子进程程序完全相同，但每个进程都有自己的程序计数器PC，然后根据pid变量保存的fork( )返回值的不同，执行了不同的分支语句。

fork()函数用例如下：









fork函数每次都会返回两次，且分别返回不同的值。若程序顺利执行，则会fork出一个子进程，在子进程中fork的返回值为0，子进程会执行execl函数。而fork函数在父进程中的返回值为子进程的pid，pid>0，所以不会执行ececl函数，之后父进程中的wait函数会等待子进程的结束，并将其进行回收。

程序的运行结果如下：





二、进程的管理：

这里我分析用fork()创建一个进程，再调用exec( )用新的程序替换该子进程的内容，利用wait( )来控制进程执行顺序。

1、exec( )系列

系统调用exec( )系列，也可用于新程序的运行。fork( )只是将父进程的用户级上下文拷贝到新进程中，而exec( )系列可以将一个可执行的二进制文件覆盖在新进程的用户级上下文的存储空间上，以更改新进程的用户级上下文。exec( )系列中的系统调用都完成相同的功能，它们把一个新程序装入内存，来改变调用进程的执行代码，从而形成新进程。如果exec( )调用成功，调用进程将被覆盖，然后从新程序的入口开始执行，这样就产生了一个新进程，新进程的进程标识符id
与调用进程相同。

exec( )没有建立一个与调用进程并发的子进程，而是用新进程取代了原来进程。所以exec( )调用成功后，没有任何数据返回，这与fork( )不同。exec( )系列系统调用在UNIX系统库unistd.h中，共有execl、execlp、execle、execv、execvp五个，其基本功能相同，只是以不同的方式来给出参数。

一种是直接给出参数的指针，如：

int execl(path,arg0[,arg1,...argn],0);

char *path,*arg0,*arg1,…,*argn;

另一种是给出指向参数表的指针，如：

int execv(path,argv);

char *path,*argv[ ];

具体使用可参考有关书。

2、exec( )和fork( )联合使用

系统调用exec和fork( )联合使用能为程序开发提供有力支持。用fork( )建立子进程，然后在子进程中使用exec( )，这样就实现了父进程与一个与它完全不同子进程的并发执行。

一般，wait、exec联合使用的模型为：

int status;

…………

if (fork( )= =0)

{

………..;

execl(…);

………..;

}

wait(&status);

3、wait（ ）

等待子进程运行结束。如果子进程没有完成，父进程一直等待。wait( )将调用进程挂起，直至其子进程因暂停或终止而发来软中断信号为止。如果在wait( )前已有子进程暂停或终止，则调用进程做适当处理后便返回。

系统调用格式：

int wait(status)

int *status;

其中，status是用户空间的地址。它的低8位反应子进程状态，为0表示子进程正常结束，非0则表示出现了各种各样的问题；高8位则带回了exit( )的返回值。exit( )返回值由系统给出。

核心对wait( )作以下处理：

（1）首先查找调用进程是否有子进程，若无，则返回出错码；

（2）若找到一处于“僵死状态”的子进程，则将子进程的执行时间加到父进程的执行时间上，并释放子进程的进程表项；

（3）若未找到处于“僵死状态”的子进程，则调用进程便在可被中断的优先级上睡眠，等待其子进程发来软中断信号时被唤醒。

4、exit（ ）

终止进程的执行。

系统调用格式：

void exit(status)

int status;

其中，status是返回给父进程的一个整数，以备查考。

为了及时回收进程所占用的资源并减少父进程的干预，UNIX/LINUX利用exit( )来实现进程的自我终止，通常父进程在创建子进程时，应在进程的末尾安排一条exit( )，使子进程自我终止。exit(0)表示进程正常终止，exit(1)表示进程运行有错，异常终止。

如果调用进程在执行exit( )时，其父进程正在等待它的终止，则父进程可立即得到其返回的整数。核心须为exit( )完成以下操作：

（1）关闭软中断

（2）回收资源

（3）写记帐信息

（4）置进程为“僵死状态”

参考程序如下：





执行命令ls -l -color ，（按倒序）列出当前目录下所有文件和子目录：





三、可执行程序的加载

我们通常编写的应用程序.c程序，经过编译连接，生成可执行的ELF格式的可执行文件。

可执行的ELF文件的基本格式如下：





下面我们来看看elf文件中到底有些什么信息：

代码:

$:cat hello.c

main()

{

printf(“Hello World\n”);

}

$:gcc-elf -c hello.c

还是这个简单的程序，用gcc把它编译成目标文件hello.o。然后用readelf工具来探测一下elf文件的内容。（readelf是在 binutils软件包里的一个工具，大多数Linux发行版都包含它）

下面用-h选项列出ELF的头信息：

代码:$:readelf -h hello.o (查看ELF 头部信息)





-h选项是列出elf文件的头信息。Magic:字段是一个标识符，只要Magic字段是7f 45 4c 46 01 01 01 00 00 00 00 00 00 00 00 00的文件都是elf文件。Class:字段是表示elf的版本，这是一个32位的elf。Machine:字段是指出目标文件的平台信息，这里是 I386兼容平台。其他的字段可以从其字面上看出它的意义，这里就不一一解释了。

可执行文件的各段具体情况如下：





execl()函数的执行过程

系统中存在一个formats链表，其链表结构分别对应一种可执行文件的执行方法，execl()函数对应的系统调用sys_exece()函数会分配一个linux_binprm数据结构并将可执行文件的数据拷贝到其中，并依次扫描formats链表试图执行这个可执行文件，一旦找到了就执行链表结构中的load_binary方法，其主要步骤为：

1）将可执行文件的首部拷贝至内存；

2）根据动态链接程序路径名将共享库对应函数映射到内存；

3）释放原进程的内存描述符、线性区描述符、所有页框；

4）选择线性区的布局；

5）为可执行文件的代码段、数据段以及动态链接程序的代码段、数据段分别进行内存映射；

6）修改内核态堆栈中eip、esp寄存器的值，使其分别指向程序的入口点以及新的用户态堆栈顶并返回；