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北京交通大学实验报告
目录
[TOC]
1. 开发运行环境和工具
- 代码阅读环境：Windows11 + VS Code
- 开发测试环境：Bochs
2. 实验过程、分析和结论
2.1. fork系统调用和内核函数
首先在init/main.c-->main()中看到了fork()函数
if (!fork()) { /* we count on this going ok */
init();
}
即为如果fork()没有发现父进程（后面会讲到），则初始化系统，创建系统初始进程。
追踪fork()，发现在main.c开头有一行：
static inline _syscall0(int,fork)
即调用fork()时，编译器会将fork()内嵌为_syscall0(int,fork)，即在编译时直接替换为_syscall0(int,fork)的函数代码，以免调用堆栈。
追踪_syscall0()，在include/unistd.h中：
#define _syscall0(type,name) \
type name(void) \
{ \
long __res; \
__asm__ volatile ("int $0x80" \
: "=a" (__res) \
: "0" (__NR_##name)); \
if (__res >= 0) \
return (type) __res; \
errno = -__res; \
return -1; \
}
即，调用fork()就是在调用
"int $0x80" : "=a" (__res) : "0" (__NR_fork)
"int $0x80"：表示触发软中断。在x86体系结构中，软中断0x80用于进入内核态进行系统调用。: "=a" (__res)：对输出操作数的约束。=a表示将寄存器eax的值分配给__res，并且这个值会在系统调用结束后存储系统调用的返回值。: "0" (__NR_fork)：对输入操作数的约束。0表示使用与前面输出操作数相同的寄存器，这里是eax。__NR_fork是系统调用号的宏，被定义为2，用于标识调用的具体系统调用。
那么调用fork()时，就是调用了2号系统软中断。
接下来到kernel/system_call.s中查看软中断函数_system_call代码是如何执行的：首先进行了一系列参数的检查和原寄存器入栈保存操作，这里不予赘述。然后执行了
call _sys_call_table(,%eax,4)
按照传进来的参数，实际上调用了_sys_call_table(,2,4)
由于这是汇编文件，调用_sys_call_table()实际上就是在调用C语言代码中的sys_call_table()函数，因为在编译时，编译器会在C代码函数前加上_作为其在汇编代码中的命名（实验证明见附录）。
那么追踪sys_call_table()，在include/linux/sys.h中发现了系统调用表：
fn_ptr sys_call_table[] = { sys_setup, sys_exit, sys_fork, sys_read,
sys_write, sys_open, sys_close, sys_waitpid, sys_creat, sys_link,
sys_unlink, sys_execve, sys_chdir, sys_time, sys_mknod, sys_chmod,
sys_chown, sys_break, sys_stat, sys_lseek, sys_getpid, sys_mount,
sys_umount, sys_setuid, sys_getuid, sys_stime, sys_ptrace, sys_alarm,
sys_fstat, sys_pause, sys_utime, sys_stty, sys_gtty, sys_access,
sys_nice, sys_ftime, sys_sync, sys_kill, sys_rename, sys_mkdir,
sys_rmdir, sys_dup, sys_pipe, sys_times, sys_prof, sys_brk, sys_setgid,
sys_getgid, sys_signal, sys_geteuid, sys_getegid, sys_acct, sys_phys,
sys_lock, sys_ioctl, sys_fcntl, sys_mpx, sys_setpgid, sys_ulimit,
sys_uname, sys_umask, sys_chroot, sys_ustat, sys_dup2, sys_getppid,
sys_getpgrp, sys_setsid, sys_sigaction, sys_sgetmask, sys_ssetmask,
sys_setreuid,sys_setregid };
其中变量类型fn_ptr是函数指针。所以实际上_sys_call_table(,2,4)调用了第3个sys_fork函数。sys_fork函数在汇编后会被命名成_sys_fork。
我在kernel/system_call.s中找到了对其汇编后的调用_sys_fork，即系统调用fork的函数原型就是：
_sys_fork:
call _find_empty_process
testl %eax,%eax
js 1f
push %gs
pushl %esi
pushl %edi
pushl %ebp
pushl %eax
call _copy_process
addl $20,%esp
1: ret
其中依次调用了_find_empty_process和_copy_process函数。这两个函数的C代码find_empty_process()和copy_process()在kernel/fork.c中：
find_empty_process()：寻找一个空闲的pid，并为其在任务数组中为新任务寻找一个空闲项，并返回项号。copy_process()：复制父进程的各项值并初始化（这么做是因为复制比新建快）。
在这之中，代码为新进程创建了进程控制块struct task_struct *p，到include/linux/sched.h中跟踪其定义：
struct task_struct {
/* these are hardcoded - don't touch */
long state; /* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */
// 表示进程的状态，-1 表示不可运行，0 表示可运行，大于0 表示已停止。
long counter; // 计时器，用于调度，当计时器减至0时，进程可能被调度出去。
long priority; // 进程的优先级。
long signal; // 当前进程正在处理的信号。
struct sigaction sigaction[32]; // 存储信号处理程序的数组。
long blocked; /* bitmap of masked signals */
// 用于表示被阻塞的信号的位图。
/* various fields */
int exit_code;
unsigned long start_code,end_code,end_data,brk,start_stack;
long pid,father,pgrp,session,leader;
// pid 进程ID
// father 父进程ID
// pgrp 进程组ID
// session 会话ID
// leader 会话的领导者ID
unsigned short uid,euid,suid; // 用户ID、有效用户ID、保存的用户ID
unsigned short gid,egid,sgid; // 组ID、有效组ID、保存的组ID
long alarm; // 进程的闹钟定时器
long utime,stime,cutime,cstime,start_time;
// utime 用户态运行时间
// stime 系统态运行时间
// cutime 子进程的用户态运行时间
// cstime 子进程的系统态运行时间
// start_time 进程开始运行的时间
unsigned short used_math; // 表示是否使用了数学协处理器
/* file system info */
int tty; // 表示进程是否有终端
/* -1 if no tty, so it must be signed */
unsigned short umask; // 文件创建的权限屏蔽掩码
struct m_inode * pwd; // 当前工作目录
struct m_inode * root; // 当前根目录
struct m_inode * executable; // 执行文件的指针
unsigned long close_on_exec; // 用于在执行新程序时关闭文件的标志位
struct file * filp[NR_OPEN]; // 文件指针数组，用于表示打开的文件
/* ldt for this task 0 - zero 1 - cs 2 - ds&ss */
struct desc_struct ldt[3]; // 进程的局部描述符表，包含代码段、数据段、堆栈段的描述符
/* tss for this task */
struct tss_struct tss; // 任务状态段，包含了一些处理器的状态信息
};
最后，返回新建进程的pid。
于是，fork调用就成功创建了新的进程和pid，并把pid返回给了调用fork的进程。
2.2. exit系统调用和内核函数
首先在init/main.c-->main()中看到了_exit()函数：
if (!(pid=fork())) {
close(0);
if (open("/etc/rc",O_RDONLY,0))
_exit(1);
execve("/bin/sh",argv_rc,envp_rc);
_exit(2);
}
追踪_exit()，到lib/_exit.c中看到定义：
volatile void _exit(int exit_code)
{
__asm__("int $0x80"::"a" (__NR_exit),"b" (exit_code));
}
和fork()一样，_exit()也是使用了系统中断来执行。
__NR_exit的宏定义为系统调用号1，所以实际上：__NR_exit 的值被加载到 %eax 寄存器；exit_code 的值被加载到 %ebx 寄存器，作为 exit 系统调用的参数，即退出码。
于是在kernel/system_call.s中，软中断函数_system_call代码执行了call _sys_call_table(,1,4)，即调用了系统调用表中的sys_exit。
sys_exit的定义在kernel/exit.c中：
int sys_exit(int error_code)
{
return do_exit((error_code&0xff)<<8);
}
再追踪do_exit()的代码，主要执行以下任务：
- 释放当前进程的页表
- 处理与当前进程相关的其他进程
- 关闭当前进程打开的文件
- 释放当前进程的pwd、root和executable相关资源
- 处理当前进程是会话领导者等情况
- 通知父进程
- 调度下一个进程
至此，本进程结束退出，exit系统调用完毕。
2.3. 原子性实现
纵观代码，进程间的切换主要有两种方式，一种是主动切换，如pause()，其作用就是主动将当前进程挂起，切换到下一个进程任务执行，需要调用schedule()。在schedule()中会判断要操作的进程的状态是否是可中断的。
另一种是通过开关中断，主动允许/不允许中断打断当前进程。在include/asm/system.h中：
#define sti() __asm__ ("sti"::)
#define cli() __asm__ ("cli"::)
因此，在代码中使用sti()和cli()就能实现开/关中断。
在fork和exit系统调用代码中，并没有调用pause()主动切换，也不会因为硬件中断而导致共享资源出错（对栈的使用得当），因此实现了原子性。
2.4. 修改fork系统调用
修改kernel/fork.c文件中copy_process()函数定义，在return前打印出新进程的pid和状态：
p->state = TASK_RUNNING; /* do this last, just in case */
printk("pid=%d, state=%d", last_pid, p->state);
return last_pid;
运行结果如下：
state为0表示当前进程（在刚刚创建时）是就绪态和运行态。
2.5. Makefile文件
首先，文件定义了编译必要的工具和选项，以及根设备、目标文件等；
接下来定义了编译规则，如从.c文件编译出.s文件等；
然后定义最后生成Image镜像文件；
规定Image文件的构建规则、写入磁盘规则；
定义构建工具的规则；
定义编译完后要清理的文件；
创建备份；
规定项目源码文件之间构建的依赖关系。
附录
编译kernel/fork.c：
[usr/src/linux/kernel]# gcc -E fork.c -fork.i
[usr/src/linux/kernel]# gcc -S fork.i -fork.s
[usr/src/linux/kernel]# vi fork.s
则可以看到，函数verify_area()变成了_verify_area，函数copy_mem()变成了_copy_mem。