关于linux系统如何实现fork的研究(一)【转】

转自：http://www.aichengxu.com/linux/4157180.htm

引言

fork函数是用于在linux系统中创建进程所使用，而最近看了看一个fork()调用是怎么从应用到glibc，最后到内核中实现的，这片文章就聊聊最近对这方面研究的收获吧。我们主要聊聊从glibc库进入内核，再从内核出来的情景，而从应用到glibc这部分本片文章就不详细说明了。为了方便期间，我们的硬件平台为arm，linux内核为3.18.3，glibc库版本为2.20，可从http://ftp.gnu.org/gnu/glibc/下载源码。

Glibc到kernel

我们设定硬件平台为arm，glibc库版本为2.20，因为不同的CPU体系结构中，glibc库通过系统调用进入kernel库的方法是不一样的。当glibc准备进入kernel时，流程如下

/* glibc最后会调用到一个INLINE_SYSCALL宏，参数如下 */
INLINE_SYSCALL (clone, 5, CLONE_CHILD_SETTID | CLONE_CHILD_CLEARTID | SIGCHLD, NULL, NULL, NULL, &THREAD_SELF->tid)；

/* INLINE_SYSCALL的宏定义如下,可以看出在INLINE_SYSCALL宏中又使用到了INTERNAL_SYSCALL宏，而INTERNAL_SYSCALL宏最终会调用INTERNAL_SYSCALL_RAW */
#define INLINE_SYSCALL(name, nr, args...) \
({ unsigned int _sys_result = INTERNAL_SYSCALL (name, , nr, args); \
if (__builtin_expect (INTERNAL_SYSCALL_ERROR_P (_sys_result, ), 0)) \
{ \
__set_errno (INTERNAL_SYSCALL_ERRNO (_sys_result, )); \
_sys_result = (unsigned int) -1; \
} \
(int) _sys_result; })

/* 为了方便大家理解，将此宏写为伪代码形式 */
int INLINE_SYSCALL (name, nr, args...)
{
unsigned int _sys_result = INTERNAL_SYSCALL (name, , nr, args);

if (__builtin_expect (INTERNAL_SYSCALL_ERROR_P (_sys_result, ), 0)) {
__set_error (INTERNAL_SYSCALL_ERRNO (_sys_result, ));
_sys_result = (unsigned int) -1;
}
return (int)_sys_result;
}

/* 这里我们不需要看INTERNAL_SYSCALL宏，只需要看其最终调用的INTERNAL_SYSCALL_RAW宏，需要注意的是，INTERNAL_SYSCALL调用INTERNAL_SYSCALL_RAW时，通过SYS_ify(name)宏将name转为了系统调用号
* name: 120（通过SYS_ify(name)宏已经将clone转为了系统调用号120）
* err: NULL
* nr: 5
* args[0]: CLONE_CHILD_SETTID | CLONE_CHILD_CLEARTID | SIGCHLD
* args[1]: NULL
* args[2]: NULL
* args[3]: NULL
* args[4]: &THREAD_SELF->tid
*/
# define INTERNAL_SYSCALL_RAW(name, err, nr, args...)     \
({     \
register int _a1 asm ("r0"), _nr asm ("r7");     \
LOAD_ARGS_##nr (args)     \
_nr = name;     \
asm volatile ("swi    0x0    @ syscall " #name    \
: "=r" (_a1)     \
: "r" (_nr) ASM_ARGS_##nr     \
: "memory");     \
_a1; })
#endif

INTERNAL_SYSCALL_RAW实现的结果就是将args[0]存到了r0...args[4]存到了r4中，并将name(120)绑定到r7寄存器。然后通过swi

0x0指令进行了软中断。0x0是一个24位的立即数，用于软中断执行程序判断执行什么操作。当执行这条指令时，CPU会跳转至中断向量表的软中断指令处，执行该处保存的调用函数，而在函数中会根据swi后面的24位立即数(在我们的例子中是0x0)执行不同操作。在这时候CPU已经处于保护模式，陷入内核中。现在进入到linux内核中后，具体看此时内核是怎么操作的吧。

/* 源文件地址: 内核目录/arch/arm/kernel/entry-common.S */

ENTRY(vector_swi)
/*
* 保存现场
*/
#ifdef CONFIG_CPU_V7M
v7m_exception_entry
#else
sub    sp, sp, #S_FRAME_SIZE
stmia    sp, {r0 - r12}            @ 将r0~r12保存到栈中
ARM(    add    r8, sp, #S_PC        )
ARM(    stmdb    r8, {sp, lr}^        )    @ Calling sp, lr
THUMB(    mov    r8, sp            )
THUMB(    store_user_sp_lr r8, r10, S_SP    )    @ calling sp, lr
mrs    r8, spsr            @ called from non-FIQ mode, so ok.
str    lr, [sp, #S_PC]            @ Save calling PC
str    r8, [sp, #S_PSR]        @ Save CPSR
str    r0, [sp, #S_OLD_R0]        @ Save OLD_R0
#endif
zero_fp
alignment_trap r10, ip, __cr_alignment
enable_irq
ct_user_exit
get_thread_info tsk

/*
* 以下代码根据不同arm体系结构获取系统调用号
*/

#if defined(CONFIG_OABI_COMPAT)

/*
* 如果内核配置了OABI兼容选项，会先判断是否为THUMB，以下为THUMB情况（我们分析的时候可以忽略这段，一般情况是不走这一段的）
*/
#ifdef CONFIG_ARM_THUMB
tst    r8, #PSR_T_BIT
movne    r10, #0                @ no thumb OABI emulation
USER(    ldreq    r10, [lr, #-4]        )    @ get SWI instruction
#else
USER(    ldr    r10, [lr, #-4]        )    @ get SWI instruction
#endif
ARM_BE8(rev    r10, r10)            @ little endian instruction

#elif defined(CONFIG_AEABI)

/*
* 我们主要看这里，EABI将系统调用号保存在r7中
*/
#elif defined(CONFIG_ARM_THUMB)
/* 先判断是否为THUMB模式 */
tst    r8, #PSR_T_BIT
addne    scno, r7, #__NR_SYSCALL_BASE
USER(    ldreq    scno, [lr, #-4]        )

#else
/* EABI模式 */
USER(    ldr    scno, [lr, #-4]        )    @ 获取系统调用号
#endif

adr    tbl, sys_call_table        @ tbl为r8，这里是将sys_call_table的地址(相对于此指令的偏移量)存入r8

#if defined(CONFIG_OABI_COMPAT)
/*
* 在EABI体系中，如果swi跟着的立即数为0，这段代码不做处理，而如果是old abi体系，则根据系统调用号调用old abi体系的系统调用表(sys_oabi_call_table)
* 其实说白了，在EABI体系中，系统调用时使用swi 0x0进行软中断，r7寄存器保存系统调用号
* 而old abi体系中，是通过swi (系统调用号|magic)进行调用的
*/
bics    r10, r10, #0xff000000
eorne    scno, r10, #__NR_OABI_SYSCALL_BASE
ldrne    tbl, =sys_oabi_call_table
#elif !defined(CONFIG_AEABI)
bic    scno, scno, #0xff000000
eor    scno, scno, #__NR_SYSCALL_BASE
#endif

local_restart:
ldr    r10, [tsk, #TI_FLAGS]        @ 检查系统调用跟踪
stmdb     {r4, r5}            @ 将第5和第6个参数压入栈

tst    r10, #_TIF_SYSCALL_WORK        @ 判断是否在跟踪系统调用
bne    __sys_trace

cmp    scno, #NR_syscalls        @ 检测系统调用号是否在范围内，NR_syscalls保存系统调用总数
adr    lr, BSYM(ret_fast_syscall)    @ 将返回地址保存到lr寄存器中，lr寄存器是用于函数返回的。
ldrcc    pc, [tbl, scno, lsl #2]        @ 调用相应系统调用例程，tbl(r8)保存着系统调用表(sys_call_table)地址，scno(r7)保存着系统调用号120，这里就转到相应的处理例程上了。

add    r1, sp, #S_OFF
2:    cmp    scno, #(__ARM_NR_BASE - __NR_SYSCALL_BASE)
eor    r0, scno, #__NR_SYSCALL_BASE    @ put OS number back
bcs    arm_syscall
mov    why, #0                @ no longer a real syscall
b    sys_ni_syscall            @ not private func

#if defined(CONFIG_OABI_COMPAT) || !defined(CONFIG_AEABI)
/*
* We failed to handle a fault trying to access the page
* containing the swi instruction, but we're not really in a
* position to return -EFAULT. Instead, return back to the
* instruction and re-enter the user fault handling path trying
* to page it in. This will likely result in sending SEGV to the
* current task.
*/
9001:
sub    lr, lr, #4
str    lr, [sp, #S_PC]
b    ret_fast_syscall
#endif
ENDPROC(vector_swi)            @ 返回

好的，终于跳转到了系统调用表，现在我们看看系统调用表是怎么样的一个形式

/* 文件地址: linux内核目录/arch/arm/kernel/calls.S */

/* 0 */        CALL(sys_restart_syscall)
CALL(sys_exit)
CALL(sys_fork)
CALL(sys_read)
CALL(sys_write)
/* 5 */        CALL(sys_open)
CALL(sys_close)
CALL(sys_ni_syscall)        /* was sys_waitpid */
CALL(sys_creat)
CALL(sys_link)
/* 10 */    CALL(sys_unlink)
CALL(sys_execve)
CALL(sys_chdir)
CALL(OBSOLETE(sys_time))    /* used by libc4 */
CALL(sys_mknod)
/* 15 */    CALL(sys_chmod)
CALL(sys_lchown16)
CALL(sys_ni_syscall)        /* was sys_break */
CALL(sys_ni_syscall)        /* was sys_stat */
CALL(sys_lseek)
/* 20 */    CALL(sys_getpid)
CALL(sys_mount)
CALL(OBSOLETE(sys_oldumount))    /* used by libc4 */
CALL(sys_setuid16)
CALL(sys_getuid16)
/* 25 */    CALL(OBSOLETE(sys_stime))
CALL(sys_ptrace)
CALL(OBSOLETE(sys_alarm))    /* used by libc4 */
CALL(sys_ni_syscall)        /* was sys_fstat */
CALL(sys_pause)

......................
......................

/* 120 */    CALL(sys_clone)        /* 120在此，之前传进来的系统调用号120进入内核后会到这 */
CALL(sys_setdomainname)
CALL(sys_newuname)
CALL(sys_ni_syscall)        /* modify_ldt */
CALL(sys_adjtimex)
/* 125 */    CALL(sys_mprotect)
CALL(sys_sigprocmask)
CALL(sys_ni_syscall)        /* was sys_create_module */
CALL(sys_init_module)
CALL(sys_delete_module)

......................
......................

/* 375 */    CALL(sys_setns)
CALL(sys_process_vm_readv)
CALL(sys_process_vm_writev)
CALL(sys_kcmp)
CALL(sys_finit_module)
/* 380 */    CALL(sys_sched_setattr)
CALL(sys_sched_getattr)
CALL(sys_renameat2)
CALL(sys_seccomp)
CALL(sys_getrandom)
/* 385 */    CALL(sys_memfd_create)
CALL(sys_bpf)
#ifndef syscalls_counted
.equ syscalls_padding, ((NR_syscalls + 3) & ~3) - NR_syscalls
#define syscalls_counted
#endif
.rept syscalls_padding
CALL(sys_ni_syscall)
.endr

CALL为一个宏，而我们使用的那一行CALL(sys_clone)配合ldrcc
pc,[tbl,scno,lsl
#2]使用的结果就是把sys_clone的地址放入pc寄存器。具体我们仔细分析一下，首先先看看CALL宏展开，然后把CALL代入ldrcc，结果就很清晰了

/* CALL(x)宏展开 */
#define CALL(x) .equ NR_syscalls,NR_syscalls+1
#include "calls.S"

.ifne NR_syscalls - __NR_syscalls
.error "__NR_syscalls is not equal to the size of the syscall table"
.endif

/* 主要是后面这一段，
* 上面一段主要用于统计系统调用数量，并将数量保存到NR_syscalls中，具体实现说明可以参考http://www.tuicool.com/articles/QFj6zq
*/

#undef CALL
/* 其实就是生成一个数为x，相当于.long sys_clone，因为sys_clone是函数名，所以.long生成的是sys_clone函数名对应的地址 */
#define CALL(x) .long x

#ifdef CONFIG_FUNCTION_TRACER

/* 配合ldrcc一起看，原来ldrcc是这样 */
ldrcc    pc, [tbl, scno, lsl #2]

/* 把CALL(x)代入ldrcc，最后是这样 */
ldrcc    pc, sys_clone(函数地址)

清楚的看出来，ldrcc最后是将sys_clone的函数地址存入了pc寄存器，而sys_clone函数内核是怎么定义的呢，如下

/* 文件地址: linux内核目录/kernel/Fork.c */

/* 以下代码根据不同的内核配置定义了不同的clone函数
* 其最终都调用的do_fork函数，我们先看看SYSCALL_DEFINE是怎么实现的吧，实现在此代码片段后面
*/
#ifdef __ARCH_WANT_SYS_CLONE
#ifdef CONFIG_CLONE_BACKWARDS
SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp,
int __user *, parent_tidptr,
int, tls_val,
int __user *, child_tidptr)
#elif defined(CONFIG_CLONE_BACKWARDS2)
SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, newsp, unsigned long, clone_flags,
int __user *, parent_tidptr,
int __user *, child_tidptr,
int, tls_val)
#elif defined(CONFIG_CLONE_BACKWARDS3)
SYSCALL_DEFINE6(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp,
int, stack_size,
int __user *, parent_tidptr,
int __user *, child_tidptr,
int, tls_val)
#else
SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp,
int __user *, parent_tidptr,
int __user *, child_tidptr,
int, tls_val)
#endif
{
return do_fork(clone_flags, newsp, 0, parent_tidptr, child_tidptr);
}

/************************************************
* 我是代码分界线
************************************************/

/* 文件地址: linux内核目录/include/linux.h */

#define SYSCALL_DEFINE0(sname) \
SYSCALL_METADATA(_##sname, 0); \
asmlinkage long sys_##sname(void)

#define SYSCALL_DEFINE1(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(1, _##name, __VA_ARGS__)
#define SYSCALL_DEFINE2(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(2, _##name, __VA_ARGS__)
#define SYSCALL_DEFINE3(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(3, _##name, __VA_ARGS__)
#define SYSCALL_DEFINE4(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(4, _##name, __VA_ARGS__)
#define SYSCALL_DEFINE5(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(5, _##name, __VA_ARGS__)
#define SYSCALL_DEFINE6(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(6, _##name, __VA_ARGS__)

#define SYSCALL_DEFINEx(x, sname, ...) \
SYSCALL_METADATA(sname, x, __VA_ARGS__) \
__SYSCALL_DEFINEx(x, sname, __VA_ARGS__)

#define __PROTECT(...) asmlinkage_protect(__VA_ARGS__)
#define __SYSCALL_DEFINEx

可以看出系统调用是使用SYSCALL_DEFINEx进行定义的，以我们的例子，实际上最后clone函数被定义为

/* 展开前 */

SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp,
int __user *, parent_tidptr,
int __user *, child_tidptr,
int, tls_val)
#endif
{
/* 应用层默认fork参数(CLONE_CHILD_SETTID | CLONE_CHILD_CLEARTID | SIGCHLD, NULL, NULL, NULL, &THREAD_SELF->tid) */
return do_fork(clone_flags, newsp, 0, parent_tidptr, child_tidptr);
}

/* 展开后 */

asmlinkage long sys_clone (unsigned long clone_flags, unsigned long newsp, int __user * parent_tidptr, int __user * child_tidptr, int tls_val)
{
return do_fork(clone_flags, newsp, 0, parent_tidptr, child_tidptr);
}

终于看到最后系统会调用do_fork函数进行操作，接下来我们看看do_fork函数

/* 应用层的fork最后会通过sys_clone系统调用调用到此函数 */
/* 应用层默认fork参数(CLONE_CHILD_SETTID | CLONE_CHILD_CLEARTID | SIGCHLD, NULL, NULL, NULL, &THREAD_SELF->tid)
* clone_flags: CLONE_CHILD_SETTID | CLONE_CHILD_CLEARTID | SIGCHLD
* stack_start: NULL
* stack_size: NULL
* parent_tidptr: NULL
* child_tidptr: &THREAD_SELF->tid
* pid: NULL
*/
long do_fork(unsigned long clone_flags,
unsigned long stack_start,
unsigned long stack_size,
int __user *parent_tidptr,
int __user *child_tidptr)
{
struct task_struct *p;
int trace = 0;
long nr;

/* 判断是否进行跟踪 */
if (!(clone_flags & CLONE_UNTRACED)) {
if (clone_flags & CLONE_VFORK)
trace = PTRACE_EVENT_VFORK;
else if ((clone_flags & CSIGNAL) != SIGCHLD)
trace = PTRACE_EVENT_CLONE;
else
trace = PTRACE_EVENT_FORK;

if (likely(!ptrace_event_enabled(current, trace)))
trace = 0;
}

/* 调用copy_process进行初始化，返回初始化好的struct task_struct结构体，当我们调用fork时返回两次的原因也是在这个函数当中，下回分析 */
p = copy_process(clone_flags, stack_start, stack_size,
child_tidptr, NULL, trace);

if (!IS_ERR(p)) {
/* 创建成功 */
struct completion vfork;
struct pid *pid;

trace_sched_process_fork(current, p);

/* 获取子进程PID */
pid = get_task_pid(p, PIDTYPE_PID);
/* 返回子进程pid所属的命名空间所看到的局部PID */
nr = pid_vnr(pid);

if (clone_flags & CLONE_PARENT_SETTID)
put_user(nr, parent_tidptr);

if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
p->vfork_done = &vfork;
init_completion(&vfork);
get_task_struct(p);
}

/* 将新进程加入到CPU的运行队列中 */
wake_up_new_task(p);

/* 跟踪才会用到 */
if (unlikely(trace))
ptrace_event_pid(trace, pid);

/* 如果是vfork调用，则在此等待vfork的进程结束 */
if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
if (!wait_for_vfork_done(p, &vfork))
ptrace_event_pid(PTRACE_EVENT_VFORK_DONE, pid);
}

put_pid(pid);
} else {
/* 创建失败 */
nr = PTR_ERR(p);
}
/* 返回新进程PID（新进程在这会返回0） */
return nr;
}

在do_fork函数中，首先会根据clone_flags判断是否对父进程进行了跟踪（调试使用），如果进行了函数跟踪(还需要判断是否对子进程进行跟踪)，之后调用copy_process(do_fork的核心函数，之后的文章会对它进行分析)，在copy_process中会对子进程的许多结构体和参数进行初始化(同时在fork正常情况中为什么会返回两次也是在此函数中实现的)，do_fork最后就判断是否是通过vfork创建，如果是vfork创建，则会使父进程阻塞直到子进程结束释放所占内存空间后才继续执行，最后do_fork子进程pid。

小结

到这里，整个系统调用的入口就分析完了，其实整个流程也不算很复杂：应用层通过swi软中断进入内核---->通过系统调用表选定目标系统调用--->执行系统调用--->返回。之后的文章我会详细分析copy_process函数，此函数中涉及相当多的知识，作为学习linux内核的入口也是比较合适的。