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2.4 进程管理相关的系统调用
2.4.1 进程复制
2.4.2 内核线程
2.4.3 启动新程序
2.4.4 退出进程
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2.4 进程管理相关的系统调用
2.4.1 进程复制
1. _do_fork函数
fork vfork clone都最终调用_do_fork
clone：通过CLONE_XX标志精确控制父子进程共享哪些资源。
vfork：由于fork使用了COW技术，vfork优势不再，使用少。
COW：copy-on-write，写时复制。
fork子进程时，使用COW机制，原理：
1. 不复制父进程的地址空间。而是将父进程的地址空间标记为只读，并与子进程共享相同的物理内存页。
2. 当父进程或子进程有写内存时，发生缺页异常。
3. 缺页异常处理中检查该页是否可以写。
若可以，写数据到内存页，再修改子进程页表项。
若不可以，段错误。
COW页：减少不必要的拷贝，提高性能。
2. 执行系统调用
long do_fork(unsigned long clone_flags,
unsigned long stack_start,
unsigned long stack_size,
int __user *parent_tidptr,
int __user *child_tidptr)
stack_start：用户栈
parent_tidptr，child_tidptr：
用于返回线程ID给用户空间，因为pthread_create函数需要tid值系统调用在用户空间和内核空间传递参数的方法因体系结构而异。
方法有：
寄存器传递：速度快，但寄存器数量有限。
栈传递：可传递内容多。
3. do_fork的实现
copy_process：见下节
wake_up_new_task：将该新进程加入调度器队列。
4. copy_process 复制进程
dup_task_struct函数：
复制父进程的task_struct和thread_info结构体。
task_struct：存储体系架构无关的通用信息。
thread_info：存储线程的重要信息，不同体系架构定义不一样。从task_struct中独立出来。
通常包含：内核栈栈顶，指向当前线程的task_struct等。
task_struct：存储体系架构无关的通用信息。
创建新进程时分配了新的内核栈，即task_struct->stack
复制后，父子进程两个的task_struct结构体只有一个成员不同：
新进程分配了一个自己的内核栈，即task_struct->stack
union thread_union {
struct thread_info thread_info; 定义在不同体系中
unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];
};每个进程有一个内核栈，大小为8K。如下：
THREAD_SIZE=8K，即上图内核栈最大为8K，恶意操作内核栈可能覆盖thread_info
struct thread_info { //以arch/arm为例
unsigned long flags;
int preempt_count; 抢占计数，表示当前线程是否可被抢占。
struct task_struct *task; 代表当前线程
__u32 cpu; 当前线程所在CPU
struct cpu_context_save cpu_context; 保存着CPU寄存器（如PC，SP等）
};
其中thread_info中flag有：
TIF_SIGPENDING 当前进程是否有待决信号
TIF_NEED_RESCHED 当前进程想让出CPU，调度器选择其他进程执行。
TIF = Thread Info Flag如何访问指定线程的thread_info？
(struct thread_info *) (task)->stack
如何根据当前线程thread_info找到当前线程的task_struct？
task_struct *current = current_thread_info()->task
如何访问当前线程的thread_info？
struct thread_info *current_thread_info(void) ARM为例
{
register unsigned long sp asm ("sp"); //sp寄存器：保存了当前线程的内核栈顶部
return (struct thread_info *)(sp & ~(THREAD_SIZE - 1));
}
如何根据thread_info找到对应task_struct？
task_struct *current = current_thread_info()->task
task_struct->stack和CPU sp寄存器，如上图，两者不指向同一地址：
task_struct->stack：
指向创建该线程时分配8K内核栈的起始地址。也就是thread_info处
CPU sp寄存器：
当前CPU运行线程的内核栈栈顶。
当前进程正在运行时：
通过ARM sp寄存器值，得到当前线程的thread_info，再得到current的task_struct。
进程切换到一个新进程时：
通过task_strcut -> stack，得到该线程的thread_info，再通过thread_info得到cpu_context，即可得到该进程上次执行时的寄存器信息，如pc，sp，r0-r12等。
进程切换时，关于进程的task_struct的stack成员，sp寄存器，变化过程？
1. 保存当前进程的上下文：
保存当前进程上下文到内核栈中：包括CPU的通用寄存器、程序计数器PC、栈指SP等。
2. 切换新进程的：
切换到新进程的task_struct结构体，再通过task_struct->stack得到thread_info。
3. 恢复新进程上下文
从thread_info中cpu_context得到该进程上次执行时的上下文信息。如pc，sp，r0-r12等。从而恢复新进程上下文值。此时可正确得到新进程的内核栈栈顶sp。
struct pt_regs 和 thread_info中struct cpu_context_save 是用于保存 CPU 寄存器状态
区别：
struct pt_regs：用于处理异常或系统调用返回时将其恢复到原始状态，还可传参。
struct cpu_context_save：用于进程切换时主动保存CPU上下文。
kstack_end(void *addr)函数：
返回当前线程的内核栈的结束地址。
这样就可判断某个地址是否在内核栈区间。
继续回到copy_process
sched_fork函数：
1. 初始化子进程调度参数：优先级和调度策略等。
2. 复制父进程的调度器相关数据（调度器类别，时间片）。
3. 将子进程加入调度队列。
copy_process会检测如下标志：
CLONE_FS 共享父进程的文件系统
CLONE_NEWXX 不共享的资源
CLONE_FILES 共享父进程的文件描述符
CLONE_SIGHAND 共享父进程的信号处理函数
CLONE_MM COW，只复制页表
struct pt_regs { 如上图，存储在当前线程的内核栈最底部中。
long uregs[18];
};
struct pt_regs作用：
从用户态陷入内核态时候，用户态的上下文信息保存在pt_regs数据结构中。还可传递系统调用参数和返回值。
存储的寄存器信息有：
#define ARM_cpsr uregs[16] 程序状态寄存器
#define ARM_pc uregs[15]
#define ARM_lr uregs[14]
#define ARM_sp uregs[13] 当前线程内核栈的栈顶
#define ARM_ip uregs[12]
#define ARM_fp uregs[11]
#define ARM_r10 uregs[10] //通用寄存器 r0-r10
struct pt_regs这18个寄存器，保存在当前线程的内核栈的底部，如上图。
即 ：struct pt_regs *regs = task_struct->stack + THREAD_START_SP - 1
copy_process还调用copy_thread。
copy_thread重要内容：
填充thread_info和pt_regs。
父子进程可共享信号处理函数，但不共享挂起待处理信号。
unsigned long put_user(void __user *dst, const void *src, unsigned long size);
向用户空间传递单个数据。如char，short，int大小的数据，比copy_to_user快。
copy_to_user优点：可复制任意类型和长度数据。
每个体系的虚拟地址0到4KB的区域，没有任何意义。可重用该地址范围来编码错误码。
如果返回值指向0-4KB地址范围内部，表示该调用失败，其原因由指针值判断。
宏ERR_PTR：将数值常数编码为指针。
使用方法：return ERR_PTR(-EINVAL);
2.4.2 内核线程
内核线程父进程是：init进程
内核线程的任务通常是周期任务，如：
pdflush：刷新脏页到磁盘。
kswapd：回写内存页到交换区。
ksoftirqd：处理软中断。
创建内核线程：
pid_t kernel_thread(int (*fn)(void *), void *arg, unsigned long flags)
最终也调用_do_fork（CLONE_VM）
创建的内核线程在指定CPU上运行：
kthread_create_on_cpu()
-> p->sched_class->set_cpus_allowed(p, new_mask);
kthread_run() = kthread_create() + wake_up_process()
内核线程不需要用户空间，所以内核线程task_struct的mm_struct=NULL。
当内核线程运行，可不置换掉之前进程的用户空间地址，因为内核线程不使用用户空间。所以用active_mm保存用户空间mm_struct，因为内核线程运行后调度的进程通常还是之前那个用户进程，通过active_mm直接恢复，不用修改映射表，TLB中缓存的映射表仍然有效。这叫惰性TLB。
惰性TLB：一种优化策略，延迟或避免不必要TLB的更新，提高性能。
TASK_SIZE：即用户态虚拟地址大小(32位，0-3G)。
内核线程地址空间大于TASK_SIZE。
2.4.3 启动新程序
execve系统调用
int do_execve(struct filename *filename, const char __user *const __user *__argv, const char __user *const __user *__envp)
会__user定义的指针进行参数检查。
linux_binfmt存储了所有注册的可执行程序的加载函数和执行函数。
struct linux_binprm：保存可执行文件的信息，包括可执行程序的路径，参数和环境变量的信息，vma
struct linux_binfmt {
struct list_head lh; 连接所有二进制的执行函数
int (*load_binary)(struct linux_binprm *); 加载二进制文件
int (*load_shlib)(struct file *); 加载动态库
int (*core_dump)(struct coredump_params *cprm); 用于crash时核心转储文件
}Linux文件特殊权限SUID、SGID、Sticky总结：
SUID文件所属主：Set User ID
当一个可执行文件具有SUID权限时，它执行时临时具有文件所有者的权限，而不是执行者的权限。
作用：暂时提升用户权限。允许普通用户执行root用户的程序。
缺点：潜在安全性威胁。谨慎使用。
使用举例：
/usr/bin/passwd：允许用户更改自己的密码而无需root权限。
设置方法：
增加suid权限：chmod u+s ，或chmod 4755
移除suid权限：chmod u-s ，或chmod 0755。
SGID文件属组: Set Group ID
当一个文件或目录设置SGID权限后，任何用户执行该文件或访问该目录时，都以该文件或目录所属的组身份执行，而不是该用户的组权限。
使用场景：当不同组的用户在一个共享目录下创建新文件，新文件是该目录所属组的权限，而不是创建文件的用户的组权限。可确保所有用户以相同的组权限执行该目录下新文件。
设置方法：
增加suid权限：chmod g+s ，或chmod 2755。
移除sgid权限：chmod g-s ，或chmod 0755。
Sticky权限：
作用：一般用于目录，只允该目录下的文件的创建者删除自己的创建的文件，不允许其他人删除文件。
二进制文件起始处的magic值可标识该文件类型。
如：ELF可执行文件：Magic number: 0x7F ELF
JPEG图像文件：Magic number：0xFFD8FF
search_binary_hander：
根据文件起始处的magic值来查找对应二进制文件的加载，执行函数。
二进制加载函数： 将文件段映射到虚拟地址空间。
最终给变量start_code，end_code，start_data，end_data，start_brk brk，start_stack，arg_start，arg_end赋值。
每种二进制格式通过register_binfmt注册：
如script_format，elf_format，aout_format等
2.4.4 退出进程
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各种引用计数减1。减1后若等于0，释放资源。文章来源地址https://www.toymoban.com/news/detail-847433.html
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