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实验环境
| OS | Linux cj-virtual-machine 5.3.0-51-generic |
|---|---|
| 虚拟机 | QEMU |
| 内核版本 | 5.3.4 |
| 调式方法 | GDB |
PS：调试环境安装请看上一篇博客汇编级理解Linux系统调用
正常的?个系统调?都是陷?内核态，再返回到?户态，然后继续执?系统调?后的下?条指令。
fork和其他系统调?不同之处是它在陷?内核态之后有两次返回，第?次返回到原来的?进程的位置继续向下执?，这和其他的系统调?是?样的。
在?进程中fork也返回了?次，会返回到?个特 定的点——ret_from_fork，通过内核构造的堆栈环境，它可以正常系统调?返回到?户态
源码在/linux/kernel/fork.c目录下，由于代码太多，只是大概了解
long _do_fork(struct kernel_clone_args *args) {
.....
//复制进程描述符和执?时所需的其他数据结构
p = copy_process(NULL, trace, NUMA_NO_NODE, args);
......
wake_up_new_task(p);//将?进程添加到就绪队列
.......
return nr;//返回?进程pid（?进程中fork返回值为?进程的pid）
}
复制进程描述符和执?时所需的其他数据结构
复制进程描述符task_struct、创建内核堆栈等 初始化?进程内核栈和thread 将?进程添加到就绪队列 
普通系统调用和fork子进程内核堆栈对比
fork系统调用子进程的内核堆栈和普通系统调用堆栈相比多了一个，inactive_task_frame，该结构主要用于进程切换过程。
编写程序，使用fork() 函数
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>
int main(int argc, char* argv[])
{
int pid;
pid = fork();
if(pid<0)
{
//error
fprintf(stderr,"For Failed");
exit(-1);
}
else if(pid==0)
{
//child
printf("this is child process \n");
}
else
{
//parent
printf("this is Parent process \n");
wait(NULL);
printf("child complete \n");
}
return 0;
}
编译后执行
gcc -o fork fork.c -static
./fork
反汇编objdump -S fork -o fork.s，查看fock.s中使用的系统调用为56号，查/linux-5.4.34/arch/x86/entry/syscalls/syscall_64.tbl表得到内核函数__x64_sys_clone
在 /linux/kernel/fork.c中，发现，__x64_sys_clone是调用了内核中的_do_fork函数。
开启虚拟机，在__x64_sys_clone ，_do_fork，cpoy_process，dup_task_struct，copy_thread_tls下断点，shell下运行fork可执行文件，查看此时函数栈
结果
图示
当前的可执?程序在执?，执?到execve系统调?时陷?内核态，在内核???do_execve加载可执??件，把当前进程的可执?程序给覆盖掉。当execve系统调?返回 时，返回的已经不是原来的那个可执?程序了，?是新的可执?程序。
execve返回的是新的可执?程序执?的起点，静态链接的可执??件也就是main函数的?致位置，动态链接的可执??件还需 要ld链接好动态链接库再从main函数开始执?。
Linux系统?般会提供了execl、execlp、execle、execv、execvp和execve等6个?以加载执? ?个可执??件的库函数，这些库函数统称为exec函数，差异在于对命令?参数和环境变量参数 的传递?式不同。
exec函数都是通过execve系统调?进?内核，对应的系统调?内核处理函数为 sys_execve或__x64_sys_execve，它们都是通过调?do_execve来具体执?加载可执??件的 ?作。
整体的调?的递进关系为：
CR3寄存器代表进程??录表，即地址空间、数据）thread）、内核堆栈（sp寄存器）等。ip代表进程的CPU上下?）。CR3）以安装?个新的地址空间，这样不同进程的虚拟地 址如0x8048400（32位x86）就会经过不同的?表转换为不同的物理地址。((last) = __switch_to_asm((prev), (next)));
ENTRY(__switch_to_asm)
pushq %rbp
pushq %rbx
pushq %r12
pushq %r13
pushq %r14
pushq %r15
/* switch stack */
movq %rsp, TASK_threadsp(%rdi)
movq TASK_threadsp(%rsi), %rsp
popq %r15
popq %r14
popq %r13
popq %r12
popq %rbx
popq %rbp
jmp __switch_to END(__switch_to)
__switch_to_asm是在C代码中调?的，也就是使?call指令，?这段汇编的结尾是jmp __switch_to， __switch_to函数是C代码最后有个return，也就是ret指令。将__switch_to_asm和__switch_to结合起来，正好是call指令和ret指令的配对出现。
call指令压栈RIP寄存器到进程切换前的prev进程内核堆栈；?ret指令出栈存?RIP 寄存器的是进程切换之后的next进程的内核堆栈栈顶数据。
由此完成了进程的切换。
中断上下文的切换
中断是由CPU实现的，所以中断上下?切换过程中最关键的栈顶寄存器sp和指令指针寄存器 ip 是由CPU协助完成的。
进程上下文的切换
进程切换是由内核实现的（且一般情况下，进程上下文切换嵌套在中断中），所以进程上下?切换过程最关键的栈顶寄存器sp切换是通过进程描述符的thread.sp实现的，指令指针 寄存器ip的切换是在内核堆栈切换的基础上巧妙利?call/ret指令实现的。
一般函数调用框架
（1）正在运?的?户态进程X。
（2）发?中断（包括异常、系统调?等），CPU完成load cs:rip(entry of a speci?c ISR)，即跳转到中断处理程序??。
（3）中断上下?切换，具体包括如下?点：
此时完成了中断上下?切换，即从进程X的?户态到进程X的内核态。
（4）中断处理过程中或中断返回前调?了schedule函数，其中完成了进程调度算法选择next进程、进程地址空间切换、以及switch_to关键的进程上下?切换等。
（5）switch_to调?了__switch_to_asm汇编代码做了关键的进程上下?切换。将当前进程X的内核堆栈切换到进程调度算法选出来的next进程（本例假定为进程Y）的内核堆栈，并完成了进程上下?所需的指令指针寄存器状态切换。之后开始运?进程Y（这?进程Y曾经通过以上步骤被切换出去，因此可以从switch_to下??代码继续执?）。
（6）中断上下?恢复，与（3）中断上下?切换相对应。注意这?是进程Y的中断处理过程中，?（3）中断上下?切换是在进程X的中断处理过程中，因为内核堆栈从进程X 切换到进程Y了。
（7）为了对应起?，中断上下?恢复的最后?步单独拿出来（6的最后?步即是7）iret - pop cs:rip/ss:rsp/r?ags，从Y进程的内核堆栈中弹出（3）中对应的压栈内容。此时完 成了中断上下?的切换，即从进程Y的内核态返回到进程Y的?户态。注意快速系统调?返回sysret与iret的处理略有不同。
（8）继续运??户态进程Y。
结合中断上下文切换和进程上下文切换分析Linux内核的一般执行过程
原文：https://www.cnblogs.com/chengjin96/p/13064877.html