2018-2019-1 20189221 《Linux内核原理与分析》第六周作业

实验五

实验过程

将Fork函数移植到Linux的MenuOS

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。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。通过fork返回的值来判断当前进程是子进程还是父进程。

启动MenuOS：

在test.c中添加代码如下：



int Fork(int argc, char *argv[])

{

    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;

}

int main()

{

    PrintMenuOS();

    SetPrompt("MenuOS>>");

    MenuConfig("version","MenuOS V1.0(Based on Linux 3.18.6)",NULL);

    MenuConfig("quit","Quit from MenuOS",Quit);

    MenuConfig("fork","fork a child process",Fork);

    ExecuteMenu();

｝

运行结果：

sys_call过程分析

gdb调试：

由于实验楼多次卡顿，十分浪费时间

调试代码：

$ gdb

(gdb) file linux-3.18.6/vmlinux

(gdb) target remote:1234

(gdb) continue

在sys_fork设置断点，在qemu中输入fork-asm命令，可以看到停在了sys_fork()函数中。

然后s单步执行，finish返回do_fork函数，返回值$2=866，即分配了pid=866的子进程。继续单步，到了schedule()中，此时发生了进程调度。finish后schedule返回。

再次单步执行，出现Cannot find bounds of current function。此时gdb已无法跟踪。

gdb中输入c继续执行，看到qemu中输出fid = 866，即子进程的pid为866。

system_call的代码：

ENTRY(system_call)

     RING0_INT_FRAME

     ASM_CLAC

     pushl_cfi %eax            //保存系统调用号；

     SAVE_ALL                  //可以用到的所有CPU寄存器保存到栈中

     GET_THREAD_INFO(%ebp)     //ebp用于存放当前进程thread_info结构的地址

     testl $_TIF_WORK_SYSCALL_ENTRY,TI_flags(%ebp)

     jnz syscall_trace_entry

     cmpl $(nr_syscalls), %eax  //检查系统调用号（系统调用号应小于NR_syscalls）,

     jae syscall_badsys         //不合法，跳入到异常处理

 syscall_call:

     call *sys_call_table(,%eax,4) //合法，对照系统调用号在系统调用表中寻找相应服务例程

     movl %eax,PT_EAX(%esp)        //保存返回值到栈中

 syscall_exit:

     testl $_TIF_ALLWORK_MASK, %ecx   //检查是否需要处理信号

     jne syscall_exit_work        //需要,进入 syscall_exit_work

 restore_all:

     TRACE_IRQS_IRET              //不需要,执行restore_all恢复，返回用户态

 irq_return:

     INTERRUPT_RETURN             //相当于iret

system_call流程：

实验总结

系统调用是特殊的中断函数，是多种中断处理过程的集合

系统调用的过程其实是另一种上下文切换的实现：

首先SAVE ALL保存上下文

根据IDT调用内核函数

执行RESTORE_ALL并返回用户模式

系统调用与中断的共同之处

保存现场

在系统调用时，用SAVE_ALL来保存系统调用时的上下文。

中断处理的第一步也是要保存中断程序现场。

中断处理完之后，可以返回到原来被中断的地方，在原有的运行环境下继续正确的执行下去。
确定中断信息

在系统调用中，需要将系统调用号通过eax传入，通过sys_call_table查询到调用的系统调用，然后跳转到相应的程序进行处理。

中断处理时系统也需要有一个中断号，通过检索中断向量表，了解中断的类型和设备。
处理中断

跳转到相应的中断处理程序后，对中断进行处理。
返回

系统调用时最后要restore_all恢复系统调用时的现场，并用iret返回用户态。

同样，执行完中断处理程序，内核也要执行特定指令序列，恢复中断时现场，并使得进程回到用户态。

系统调用与一般函数的不同之处

不是通过“CALL”指令而是通过“INT”指令发起调用；
不是通过“RET”指令，而是通过“IRET”指令完成调用返回；
当到达内核态后，操作系统需要严格检查系统调用传递的参数，确保不破坏整个系统的安全性；
执行系统调用可导致进程等待某事件发生，从而可引起进程切换；

巴特西

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2018-2019-1 20189221 《Linux内核原理与分析》第六周作业

实验五

实验过程

sys_call过程分析

实验总结

系统调用是特殊的中断函数，是多种中断处理过程的集合

系统调用与中断的共同之处

系统调用与一般函数的不同之处

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