分析Linux内核创建一个新进程的过程

进程创建

Linux中创建进程一共有三个函数：

1. fork，创建子进程
2. vfork，与fork类似，但是父子进程共享地址空间，而且子进程先于父进程运行。
3. clone，主要用于创建线程

这里值得注意的是，Linux中得线程是通过模拟进程实现的，较新的内核使用的线程库一般都是NPTL。

下面通过fork系统调用的实现，观察Linux系统中进程的创建步骤。

进程创建的大概过程

通过之前的学习，我们知道fork是通过触发0x80中断，陷入内核，来使用内核提供的提供调用。：

SYSCALL_DEFINE0(fork)
{
	return do_fork(SIGCHLD, 0, 0, NULL, NULL);
}
#endif

SYSCALL_DEFINE0(vfork)
{
	return do_fork(CLONE_VFORK | CLONE_VM | SIGCHLD, 0,
			0, NULL, NULL);
}

SYSCALL_DEFINE5(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);
}

通过上面的代码（做了精简），我们可以看出，fork、vfork和clone这三个函数最终都是通过do_fork函数实现的。

我们追踪do_fork的代码：

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;

	// ...
	
	// 复制进程描述符，返回创建的task_struct的指针
	p = copy_process(clone_flags, stack_start, stack_size,
			 child_tidptr, NULL, trace);

	if (!IS_ERR(p)) {
		struct completion vfork;
		struct pid *pid;

		trace_sched_process_fork(current, p);

		// 取出task结构体内的pid
		pid = get_task_pid(p, PIDTYPE_PID);
		nr = pid_vnr(pid);

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

		// 如果使用的是vfork，那么必须采用某种完成机制，确保父进程后运行
		if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
			p->vfork_done = &vfork;
			init_completion(&vfork);
			get_task_struct(p);
		}

		// 将子进程添加到调度器的队列，使得子进程有机会获得CPU
		wake_up_new_task(p);

		// ...

		// 如果设置了 CLONE_VFORK 则将父进程插入等待队列，并挂起父进程直到子进程释放自己的内存空间
		// 保证子进程优先于父进程运行
		if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
			if (!wait_for_vfork_done(p, &vfork))
				ptrace_event_pid(PTRACE_EVENT_VFORK_DONE, pid);
		}

		put_pid(pid);
	} else {
		nr = PTR_ERR(p);
	}
	return nr;
}

我们通过上面的代码，可以看出，do_fork大概做了这么几件事情：

1. 调用copy_process，将当期进程复制一份出来为子进程，并且为子进程设置相应地上下文信息。
2. 初始化vfork的完成处理信息（如果是vfork调用）
3. 调用wake_up_new_task，将子进程放入调度器的队列中，此时的子进程就可以被调度进程选中，得以运行。
4. 如果是vfork调用，需要阻塞父进程，知道子进程执行exec。

上面的过程对vfork稍微做了处理，因为vfork必须保证子进程优先运行，执行exec，替换自己的地址空间。

抛开vfork，进程创建的大部分过程都在copy_process函数中，下面我们详细观察这个函数。

进程创建的关键-copy_process

copy_process的代码非常复杂，这里我精简了大部分，只留下最重要的一些：

/*
	创建进程描述符以及子进程所需要的其他所有数据结构
	为子进程准备运行环境
*/
static struct task_struct *copy_process(unsigned long clone_flags,
					unsigned long stack_start,
					unsigned long stack_size,
					int __user *child_tidptr,
					struct pid *pid,
					int trace)
{
	int retval;
	struct task_struct *p;

	// 分配一个新的task_struct，此时的p与当前进程的task，仅仅是stack地址不同
	p = dup_task_struct(current);

	// 检查该用户的进程数是否超过限制
	if (atomic_read(&p->real_cred->user->processes) >=
			task_rlimit(p, RLIMIT_NPROC)) {
		// 检查该用户是否具有相关权限，不一定是root
		if (p->real_cred->user != INIT_USER &&
		    !capable(CAP_SYS_RESOURCE) && !capable(CAP_SYS_ADMIN))
			goto bad_fork_free;
	}

	retval = -EAGAIN;
	// 检查进程数量是否超过 max_threads，后者取决于内存的大小
	if (nr_threads >= max_threads)
		goto bad_fork_cleanup_count;

	// 初始化自旋锁

	// 初始化挂起信号

	// 初始化定时器

	// 完成对新进程调度程序数据结构的初始化，并把新进程的状态设置为TASK_RUNNING
	retval = sched_fork(clone_flags, p);
	// .....

	// 复制所有的进程信息
	// copy_xyz

	// 初始化子进程的内核栈
	retval = copy_thread(clone_flags, stack_start, stack_size, p);
	if (retval)
		goto bad_fork_cleanup_io;

	if (pid != &init_struct_pid) {
		retval = -ENOMEM;
		// 这里为子进程分配了新的pid号
		pid = alloc_pid(p->nsproxy->pid_ns_for_children);
		if (!pid)
			goto bad_fork_cleanup_io;
	}

	/* ok, now we should be set up.. */
	// 设置子进程的pid
	p->pid = pid_nr(pid);
	// 如果是创建线程
	if (clone_flags & CLONE_THREAD) {
		p->exit_signal = -1;
		// 线程组的leader设置为当前线程的leader
		p->group_leader = current->group_leader;
		// tgid是当前线程组的id，也就是main进程的pid
		p->tgid = current->tgid;
	} else {
		if (clone_flags & CLONE_PARENT)
			p->exit_signal = current->group_leader->exit_signal;
		else
			p->exit_signal = (clone_flags & CSIGNAL);
		// 创建的是进程，自己是一个单独的线程组
		p->group_leader = p;
		// tgid和pid相同
		p->tgid = p->pid;
	}

	if (clone_flags & (CLONE_PARENT|CLONE_THREAD)) {
		// 如果是创建线程，那么同一线程组内的所有线程、进程共享parent
		p->real_parent = current->real_parent;
		p->parent_exec_id = current->parent_exec_id;
	} else {
		// 如果是创建进程，当前进程就是子进程的parent
		p->real_parent = current;
		p->parent_exec_id = current->self_exec_id;
	}

	// 将pid加入PIDTYPE_PID这个散列表
	attach_pid(p, PIDTYPE_PID);
	// 递增 nr_threads的值
	nr_threads++;

	// 返回被创建的task结构体指针
	return p;
}

看完这份精简代码，我们总结出copy_process的大体流程：

1. 检查各种标志位（已经省略）
2. 调用dup_task_struct复制一份task_struct结构体，作为子进程的进程描述符。
3. 检查进程的数量限制。
4. 初始化定时器、信号和自旋锁。
5. 初始化与调度有关的数据结构，调用了sched_fork，这里将子进程的state设置为TASK_RUNNING。
6. 复制所有的进程信息，包括fs、信号处理函数、信号、内存空间（包括写时复制）等。
7. 调用copy_thread，这又是关键的一步，这里设置了子进程的堆栈信息。
    8. 为子进程分配一个pid
9. 设置子进程与其他进程的关系，以及pid、tgid等。这里主要是对线程做一些区分。

进一步追踪dup_task_struct

简化后的代码如下：

static struct task_struct *dup_task_struct(struct task_struct *orig)
{
	struct task_struct *tsk;
	struct thread_info *ti;
	int node = tsk_fork_get_node(orig);
	int err;

	// 分配一个task_struct结点
	tsk = alloc_task_struct_node(node);
	if (!tsk)
		return NULL;

	// 分配一个thread_info结点，其实内部分配了一个union，包含进程的内核栈
	// 此时ti的值为栈底，在x86下为union的高地址处。
	ti = alloc_thread_info_node(tsk, node);
	if (!ti)
		goto free_tsk;

	err = arch_dup_task_struct(tsk, orig);
	if (err)
		goto free_ti;

	// 将栈底的值赋给新结点的stack
	tsk->stack = ti;

	// ...

	// 返回新申请的结点
	return tsk;
}

dup_task_struct的代码要结合一个联合体的定义来分析。

union thread_union {
   struct thread_info thread_info;
	unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];
};

这个联合体的定义非常关键。我们知道x86体系结构的栈空间，按照从高到低的方式增长。而C中的结构体，是按从低到高的方式使用。
这样我们可以声明一个联合体，低地址用作thread_info，高地址用作栈底。
这样做还有一个好处，就是thread_info中存放着一个task_struct的指针，这样我们根据栈底地址就可以通过thread_info快速定位到进程对应的task_struct指针。

上面的dup_task_struct中，我们：

1. 先调用alloc_task_struct_node分配一个task_struct结构体。
2. 调用alloc_thread_info_node，分配了一个union，注意，这里不仅仅分配了一个thread_info结构体，还分配了一个stack数组。返回值为ti，实际上就是栈底。
3. tsk->stack = ti;这句话，就是将栈底的地址赋给task的stack变量。

所以，最后为子进程分配了内核栈空间。
执行完dup_task_struct之后，子进程和父进程的task结构体，除了stack指针之外，完全相同！

进一步追踪copy_thread函数

上面的copy_process中，我们提到copy_thread函数为子进程准备了上下文堆栈信息。代码如下：

// 初始化子进程的内核栈
int copy_thread(unsigned long clone_flags, unsigned long sp,
	unsigned long arg, struct task_struct *p)
{

	// 获取寄存器信息
	struct pt_regs *childregs = task_pt_regs(p);
	struct task_struct *tsk;
	int err;

	// 栈顶 空栈
	p->thread.sp = (unsigned long) childregs;
	p->thread.sp0 = (unsigned long) (childregs+1);
	memset(p->thread.ptrace_bps, 0, sizeof(p->thread.ptrace_bps));

	// 如果是创建的内核线程
	if (unlikely(p->flags & PF_KTHREAD)) {
		/* kernel thread */
		memset(childregs, 0, sizeof(struct pt_regs));
		// 内核线程开始执行的位置
		p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_kernel_thread;
		task_user_gs(p) = __KERNEL_STACK_CANARY;
		childregs->ds = __USER_DS;
		childregs->es = __USER_DS;
		childregs->fs = __KERNEL_PERCPU;
		childregs->bx = sp;	/* function */
		childregs->bp = arg;
		childregs->orig_ax = -1;
		childregs->cs = __KERNEL_CS | get_kernel_rpl();
		childregs->flags = X86_EFLAGS_IF | X86_EFLAGS_FIXED;
		p->thread.io_bitmap_ptr = NULL;
		return 0;
	}

	// 将当前进程的寄存器信息复制给子进程
	*childregs = *current_pt_regs();
	// 子进程的eax置为0，所以fork的子进程返回值为0
	childregs->ax = 0;
	if (sp)
		childregs->sp = sp;

	// 子进程从ret_from_fork开始执行
	p->thread.ip = (unsigned long) ret_from_fork;
	task_user_gs(p) = get_user_gs(current_pt_regs());

	return err;
}

我们看到，copy_thread的流程如下：

1. 获取子进程寄存器信息的存放位置
2. 对子进程的thread.sp赋值，将来子进程运行，这就是子进程的esp寄存器的值。
3. 如果是创建内核线程，那么它的运行位置是ret_from_kernel_thread，将这段代码的地址赋给thread.ip，之后准备其他寄存器信息，退出
4. 将父进程的寄存器信息复制给子进程。
5. 将子进程的eax寄存器值设置为0，所以fork调用在子进程中的返回值为0.
6. 子进程从ret_from_fork开始执行，所以它的地址赋给thread.ip，也就是将来的eip寄存器。

从上面的流程中，我们看出，子进程复制了父进程的上下文信息，仅仅对某些地方做了改动，运行逻辑和父进程完全一致。

另外，我们得出结论，子进程从ret_from_fork处开始执行。

新进程的执行

上文已经得知，新进程从ret_from_fork处开始执行，子进程的运行是由这几处保证的：

1. dup_task_struct中为其分配了新的堆栈
2. copy_process中调用了sched_fork，将其置为TASK_RUNNING
3. copy_thread中将父进程的寄存器上下文复制给子进程，这是非常关键的一步，这里保证了父子进程的堆栈信息是一致的。
4. 将ret_from_fork的地址设置为eip寄存器的值，这是子进程的第一条指令。

创建进程时的函数调用堆栈

在gdb中使用bt命令即可。见截图：

对进程创建的理解

Linux中所有的进程创建都是基于复制的方式，然后对子进程做一些特殊的处理。
而Linux中得线程，又是一种特殊的进程。

作业署名

郭春阳 原创作品转载请注明出处 ：《Linux内核分析》MOOC课程