一、实验部分：分析Linux内核创建一个新进程的过程。
【第一部分】 根据要求完成第一部分，步骤如下：
1. 首先进入虚拟机，打开终端，这命令行依次敲入以下命令：
cd LinuxKernel
rm menu -rf //强制删除
git clone https://github.com/mengning/menu.git //将menu更新
cd menu
mv test_fork.c test.c //更新test.c
make rootfs //运行脚本，自动编译和自动生成根文件系统，同时启动，输入fork命令，子进程和父进程都输出
一切正常的话，这时候我们简易的内核系统就启动起来了，输入help，就可以看到新添加的命令fork，输入fork：
2. gdb上述的fork命令
关闭QEMU窗口，中命令行中输入：
qemu -kernel linux-3.18.6/arch/x86/boot/bzImage -initrd rootfs.img -s -S
再次启动MenuOS，并暂停等待gdb调试。然后水平分割命令行窗口，这新窗口中依次输入以下命令，启动调试：
gdb
file linux-3.18.6/vmlinux
target remote:1234
然后再设置断点：
b sys_clone
b do_fork
b dup_task_struct
b copy_process
b copy_thread
b ret_from_fork
【第二部分】分析代码
(1)fork()函数
fork()在父、子进程各返回一次。在父进程中返回子进程的 pid，在子进程中返回0。fork一个子进程的代码如下：
int main(int argc, char * argv[])
{
int pid;
/* fork another process */
pid = fork();
if (pid < 0)
{
/* error occurred */
fprintf(stderr,"Fork Failed!");
exit(-1);
}
else if (pid == 0)
{
/* child process */
printf("This is Child Process!\n");
}
else
{
/* parent process */
printf("This is Parent Process!\n");
/* parent will wait for the child to complete*/
wait(NULL);
printf("Child Complete!\n");
}
}
(2)进程创建流程：
fork 通过0x80中断（系统调用）来陷入内核，由系统提供的相应系统调用来完成进程的创建。PCB包含了一个进程的重要运行信息，所以我们将围绕在创建一个新进程时，如何来建立一个新的PCB的这一个过程来进行分析，在Linux系统中，PCB主要是存储在一个叫做task_struct这一个结构体中，创建新进程仅能通过fork,vfork,clone等系统调用的形式来进行。
//fork
#ifdef __ARCH_WANT_SYS_FORK
SYSCALL_DEFINE0(fork)
{
#ifdef CONFIG_MMU
return do_fork(SIGCHLD, 0, 0, NULL, NULL);
#else
/* can not support in nommu mode */
return -EINVAL;
#endif
}
#endif
//vfork
#ifdef __ARCH_WANT_SYS_VFORK
SYSCALL_DEFINE0(vfork)
{
return do_fork(CLONE_VFORK | CLONE_VM | SIGCHLD, 0,
0, NULL, NULL);
}
#endif
//clone
#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);
}
#endif
通过看上边的代码，我们可以清楚的看到，不论是使用 fork 还是 vfork 来创建进程，最终都是通过 do_ fork() 方法来实现的。接下来我们可以追踪到 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; //进程描述符结构体指针
int trace = 0;
long nr; //总的pid数量
/*
* Determine whether and which event to report to ptracer. When
* called from kernel_thread or CLONE_UNTRACED is explicitly
* requested, no event is reported; otherwise, report if the event
* for the type of forking is enabled.
*/
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;
}
// 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);
/*
* Do this prior waking up the new thread - the thread pointer
* might get invalid after that point, if the thread exits quickly.
*/
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);
/* forking complete and child started to run, tell ptracer */
if (unlikely(trace))
ptrace_event_pid(trace, pid);
// 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;
}
可以看出过程是通过copy_ process来复制进程描述符，返回新创建的子进程的task_ struct的指针(即PCB指针),将新创建的子进程放入调度器的队列中，让其有机会获得CPU,并且要确保子进程要先于父进程运行。copy_process函数如下：
/*
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);
if (!p)
goto fork_out;
···
retval = -EAGAIN;
// 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;
}
current->flags &= ~PF_NPROC_EXCEEDED;
retval = copy_creds(p, clone_flags);
if (retval < 0)
goto bad_fork_free;
/*
* If multiple threads are within copy_process(), then this check
* triggers too late. This doesn't hurt, the check is only there
* to stop root fork bombs.
*/
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;
if (!try_module_get(task_thread_info(p)->exec_domain->module))
goto bad_fork_cleanup_count;
delayacct_tsk_init(p); /* Must remain after dup_task_struct() */
p->flags &= ~(PF_SUPERPRIV | PF_WQ_WORKER);
// 表明子进程还没有调用exec系统调用
p->flags |= PF_FORKNOEXEC;
INIT_LIST_HEAD(&p->children);
INIT_LIST_HEAD(&p->sibling);
rcu_copy_process(p);
p->vfork_done = NULL;
// 初始化自旋锁
spin_lock_init(&p->alloc_lock);
// 初始化挂起信号
init_sigpending(&p->pending);
// 初始化定时器
p->utime = p->stime = p->gtime = 0;
p->utimescaled = p->stimescaled = 0;
#ifndef CONFIG_VIRT_CPU_ACCOUNTING_NATIVE
p->prev_cputime.utime = p->prev_cputime.stime = 0;
#endif
#ifdef CONFIG_VIRT_CPU_ACCOUNTING_GEN
seqlock_init(&p->vtime_seqlock);
p->vtime_snap = 0;
p->vtime_snap_whence = VTIME_SLEEPING;
#endif
...
#ifdef CONFIG_DEBUG_MUTEXES
p->blocked_on = NULL; /* not blocked yet */
#endif
#ifdef CONFIG_BCACHE
p->sequential_io = 0;
p->sequential_io_avg = 0;
#endif
/* Perform scheduler related setup. Assign this task to a CPU. */
// 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
// 同时将thread_info中得preempt_count置为1，禁止内核抢占
retval = sched_fork(clone_flags, p);
if (retval)
goto bad_fork_cleanup_policy;
retval = perf_event_init_task(p);
if (retval)
goto bad_fork_cleanup_policy;
retval = audit_alloc(p);
if (retval)
goto bad_fork_cleanup_perf;
/* copy all the process information */
// 复制所有的进程信息
shm_init_task(p);
retval = copy_semundo(clone_flags, p);
if (retval)
goto bad_fork_cleanup_audit;
retval = copy_files(clone_flags, p);
if (retval)
goto bad_fork_cleanup_semundo;
...
// 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;
}
...
// 清除子进程thread_info结构的 TIF_SYSCALL_TRACE，防止 ret_from_fork将系统调用消息通知给调试进程
clear_tsk_thread_flag(p, TIF_SYSCALL_TRACE);
#ifdef TIF_SYSCALL_EMU
clear_tsk_thread_flag(p, TIF_SYSCALL_EMU);
#endif
clear_all_latency_tracing(p);
/* 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 (likely(p->pid)) {
ptrace_init_task(p, (clone_flags & CLONE_PTRACE) || trace);
init_task_pid(p, PIDTYPE_PID, pid);
if (thread_group_leader(p)) {
...
// 将pid加入散列表
attach_pid(p, PIDTYPE_PGID);
attach_pid(p, PIDTYPE_SID);
__this_cpu_inc(process_counts);
} else {
...
}
// 将pid加入PIDTYPE_PID这个散列表
attach_pid(p, PIDTYPE_PID);
// 递增 nr_threads的值
nr_threads++;
}
total_forks++;
spin_unlock(¤t->sighand->siglock);
syscall_tracepoint_update(p);
write_unlock_irq(&tasklist_lock);
...
// 返回被创建的task结构体指针
return p;
...
可以看出该函数主要完成以下工作：用 dup_ task_ struct 复制当前的 task_ struct,并且检查进程数是否超过限制,初始化自旋锁、挂起信号、CPU 定时器等,调用 sched_ fork 初始化进程数据结构，并把进程状态设置为 TASK_ RUNNING,复制所有进程信息:包括文件系统、信号处理函数、信号、内存管理等,最后调用 copy_ thread 初始化子进程内核栈,为新进程分配并设置新的pid。下面是dup_ task_ struct()中完成的工作：
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 节点
tsk = alloc_task_struct_node(node);
if (!tsk)
return NULL;
//分配一个 thread_info 节点，包含进程的内核栈，ti 为栈底
ti = alloc_thread_info_node(tsk, node);
if (!ti)
goto free_tsk;
//将栈底的值赋给新节点的栈
tsk->stack = ti;
//……
return tsk;
}
可以看出在该函数中,调用了alloc_ task_ struct_ node分配一个 task_ struct 节点,调用alloc_ thread_ info_ node分配一个 thread_ info 节点，其实是分配了一个thread_ union联合体,将栈底返回给 ti。最后将栈底的值 ti 赋值给新节点的栈,最终执行完dup_ task_ struct之后，子进程除了tsk->stack指针不同之外，全部都一样！
| 总结 |
### 可以通过fork、vfork和clone来创建一个新进程,而他们又都是通过调用do_ fork方法来实现的。do_ fork函数主要是调用copy_ process函数来为子进程复制父进程信息的。copy_ process函数调用 dup_task_struct为子进程分配新的堆栈;调用sched_ fork 初始化进程数据结构,并把进程状态设置为TASK_ RUNNING。copy_ process函数尤为重要,我们可以看到为什么fork()函数返回值为0，并且fork出的子进程是从哪里开始执行的:将子进程的ip设置为ret_ from_ fork的首地址，子进程从ret_ from_ fork开始执行。
二、读书笔记
【第一部分】 定时器和时间管理
一 内核中的时间观念
内核在硬件的帮助下计算和管理时间。硬件为内核提供一个系统定时器用以计算流逝的时间。系统定时器以某种频率自行触发，产生时钟中断，进入内核时钟中断处理程序中进行处理。墙上时间和系统运行时间根据时钟间隔来计算。利用时间中断周期执行的工作：
1. 更新系统运行时间；
2. 更新实际时间；
3. 在smp系统上，均衡调度程序中各处理器上运行队列；
4. 检查当前进程是否用尽了时间片，重新进行调度；
5. 运行超时的动态定时器；
6. 更新资源消耗和处理器时间的统计值；
二 节拍率
(1)系统定时器的频率；通过静态预处理定义的——HZ；系统启动按照HZ值对硬件进行设置。体系结构不同，HZ值也不同；HZ可变的。
` #define HZ 1000 //内核时间频率
(2)提高节拍率中断产生更加频繁带来的好处：
1. 提高时间驱动事件的解析度；
2. 提高时间驱动事件的准确度；
3. 内核定时器以更高的频度和准确度；
4. 依赖顶上执行的系统调用poll()和select()能更高的精度运行；
5. 系统时间测量更精细；
6. 提高进程抢占的准确度；
(3)提高节拍率带来的副作用：
1.中断频率增高系统负担增加；
2.中断处理程序占用处理器时间增多；
3.频繁打断处理器高速缓存；
三、jiffies
jiffies：全局变量，用来记录自系统启动以来产生的节拍总数。启动时内核将该变量初始化为0；此后每次时钟中断处理程序增加该变量的值。每一秒钟中断次数HZ，jiffies一秒内增加HZ。系统运行时间 = jiffie/HZ.jiffies用途：计算流逝时间和时间管理
四、硬时钟和定时器
两种设备进行计时：系统定时器和实时时钟。
(1)实时时钟（RTC）：用来持久存放系统时间的设备，即便系统关闭后，靠主板上的微型电池提供电力保持系统的计时。系统启动内核通过读取RTC来初始化墙上时间，改时间存放在xtime变量中。
(2)系统定时器：内核定时机制，注册中断处理程序，周期性触发中断，响应中断处理程序，进行处理执行以下工作：
1.获得xtime_lock锁，访问jiffies和更新墙上时间xtime；
2.更新实时时钟；
3.更新资源统计值：当前进程耗时，系统时间等；
4.执行已到期的动态定时器；
5.执行scheduler_tick（）
五、定时器
定时器：管理内核时间的基础，推后或执行时间执行某些代码。
六、延迟执行
使用定时器和下半部机制推迟执行任务。还有其他延迟执行的机制：
(1)忙等待：利用节拍，精确率不高
unsigned long delay = jiffies + 2*HZ ; //2秒 节拍整数倍才行；
while(time_before(jiffies,delay)) ;
(2)短延迟：延迟时间精确到毫秒，微妙；短暂等待某个动作完成时,比时钟节拍更短；依靠数次循环达到延迟效果。
void udelay(unsigned long usecs)
void mdelay(unsigned long msecs)
【第二部分】内存管理：虚拟内存机制