引言
fork函數是用於在linux系統中創建進程所使用，而最近看了看一個fork()調用是怎麼從應用到glibc，最後到內核中實現的，這片文章就聊聊最近對這方面研究的收獲吧。我們主要聊聊從glibc庫進入內核，再從內核出來的情景，而從應用到glibc這部分本片文章就不詳細說明了。為了方便期間，我們的硬件平台為arm，linux內核為3.18.3，glibc庫版本為2.20，可從http://ftp.gnu.org/gnu/glibc/下載源碼。
Glibc到kernel
我們設定硬件平台為arm，glibc庫版本為2.20，因為不同的CPU體系結構中，glibc庫通過系統調用進入kernel庫的方法是不一樣的。當glibc准備進入kernel時，流程如下
1 /* glibc最後會調用到一個INLINE_SYSCALL宏，參數如下 */
2 INLINE_SYSCALL (clone, 5, CLONE_CHILD_SETTID | CLONE_CHILD_CLEARTID | SIGCHLD, NULL, NULL, NULL, &THREAD_SELF->tid)；
3
4 /* INLINE_SYSCALL的宏定義如下,可以看出在INLINE_SYSCALL宏中又使用到了INTERNAL_SYSCALL宏，而INTERNAL_SYSCALL宏最終會調用INTERNAL_SYSCALL_RAW */
5 #define INLINE_SYSCALL(name, nr, args...) \
6 ({ unsigned int _sys_result = INTERNAL_SYSCALL (name, , nr, args); \
7 if (__builtin_expect (INTERNAL_SYSCALL_ERROR_P (_sys_result, ), 0)) \
8 { \
9 __set_errno (INTERNAL_SYSCALL_ERRNO (_sys_result, )); \
10 _sys_result = (unsigned int) -1; \
11 } \
12 (int) _sys_result; })
13
14 /* 為了方便大家理解，將此宏寫為偽代碼形式 */
15 int INLINE_SYSCALL (name, nr, args...)
16 {
17 unsigned int _sys_result = INTERNAL_SYSCALL (name, , nr, args);
18
19 if (__builtin_expect (INTERNAL_SYSCALL_ERROR_P (_sys_result, ), 0)) {
20 __set_error (INTERNAL_SYSCALL_ERRNO (_sys_result, ));
21 _sys_result = (unsigned int) -1;
22 }
23 return (int)_sys_result;
24 }
25
26 /* 這裡我們不需要看INTERNAL_SYSCALL宏，只需要看其最終調用的INTERNAL_SYSCALL_RAW宏，需要注意的是，INTERNAL_SYSCALL調用INTERNAL_SYSCALL_RAW時，通過SYS_ify(name)宏將name轉為了系統調用號
27 * name: 120（通過SYS_ify(name)宏已經將clone轉為了系統調用號120）
28 * err: NULL
29 * nr: 5
30 * args[0]: CLONE_CHILD_SETTID | CLONE_CHILD_CLEARTID | SIGCHLD
31 * args[1]: NULL
32 * args[2]: NULL
33 * args[3]: NULL
34 * args[4]: &THREAD_SELF->tid
35 */
36 # define INTERNAL_SYSCALL_RAW(name, err, nr, args...) \
37 ({ \
38 register int _a1 asm ("r0"), _nr asm ("r7"); \
39 LOAD_ARGS_##nr (args) \
40 _nr = name; \
41 asm volatile ("swi 0x0 @ syscall " #name \
42 : "=r" (_a1) \
43 : "r" (_nr) ASM_ARGS_##nr \
44 : "memory"); \
45 _a1; })
46 #endif
INTERNAL_SYSCALL_RAW實現的結果就是將args[0]存到了r0...args[4]存到了r4中，並將name(120)綁定到r7寄存器。然後通過swi 0x0指令進行了軟中斷。0x0是一個24位的立即數，用於軟中斷執行程序判斷執行什麼操作。當執行這條指令時，CPU會跳轉至中斷向量表的軟中斷指令處，執行該處保存的調用函數，而在函數中會根據swi後面的24位立即數(在我們的例子中是0x0)執行不同操作。在這時候CPU已經處於保護模式，陷入內核中。現在進入到linux內核中後，具體看此時內核是怎麼操作的吧。
1 /* 源文件地址: 內核目錄/arch/arm/kernel/entry-common.S */
2
3 ENTRY(vector_swi)
4 /*
5 * 保存現場
6 */
7 #ifdef CONFIG_CPU_V7M
8 v7m_exception_entry
9 #else
10 sub sp, sp, #S_FRAME_SIZE
11 stmia sp, {r0 - r12} @ 將r0~r12保存到棧中
12 ARM( add r8, sp, #S_PC )
13 ARM( stmdb r8, {sp, lr}^ ) @ Calling sp, lr
14 THUMB( mov r8, sp )
15 THUMB( store_user_sp_lr r8, r10, S_SP ) @ calling sp, lr
16 mrs r8, spsr @ called from non-FIQ mode, so ok.
17 str lr, [sp, #S_PC] @ Save calling PC
18 str r8, [sp, #S_PSR] @ Save CPSR
19 str r0, [sp, #S_OLD_R0] @ Save OLD_R0
20 #endif
21 zero_fp
22 alignment_trap r10, ip, __cr_alignment
23 enable_irq
24 ct_user_exit
25 get_thread_info tsk
26
27 /*
28 * 以下代碼根據不同arm體系結構獲取系統調用號
29 */
30
31 #if defined(CONFIG_OABI_COMPAT)
32
33 /*
34 * 如果內核配置了OABI兼容選項，會先判斷是否為THUMB，以下為THUMB情況（我們分析的時候可以忽略這段，一般情況是不走這一段的）
35 */
36 #ifdef CONFIG_ARM_THUMB
37 tst r8, #PSR_T_BIT
38 movne r10, #0 @ no thumb OABI emulation
39 USER( ldreq r10, [lr, #-4] ) @ get SWI instruction
40 #else
41 USER( ldr r10, [lr, #-4] ) @ get SWI instruction
42 #endif
43 ARM_BE8(rev r10, r10) @ little endian instruction
44
45 #elif defined(CONFIG_AEABI)
46
47 /*
48 * 我們主要看這裡，EABI將系統調用號保存在r7中
49 */
50 #elif defined(CONFIG_ARM_THUMB)
51 /* 先判斷是否為THUMB模式 */
52 tst r8, #PSR_T_BIT
53 addne scno, r7, #__NR_SYSCALL_BASE
54 USER( ldreq scno, [lr, #-4] )
55
56 #else
57 /* EABI模式 */
58 USER( ldr scno, [lr, #-4] ) @ 獲取系統調用號
59 #endif
60
61 adr tbl, sys_call_table @ tbl為r8，這裡是將sys_call_table的地址(相對於此指令的偏移量)存入r8
62
63 #if defined(CONFIG_OABI_COMPAT)
64 /*
65 * 在EABI體系中，如果swi跟著的立即數為0，這段代碼不做處理，而如果是old abi體系，則根據系統調用號調用old abi體系的系統調用表(sys_oabi_call_table)
66 * 其實說白了，在EABI體系中，系統調用時使用swi 0x0進行軟中斷，r7寄存器保存系統調用號
67 * 而old abi體系中，是通過swi (系統調用號|magic)進行調用的
68 */
69 bics r10, r10, #0xff000000
70 eorne scno, r10, #__NR_OABI_SYSCALL_BASE
71 ldrne tbl, =sys_oabi_call_table
72 #elif !defined(CONFIG_AEABI)
73 bic scno, scno, #0xff000000
74 eor scno, scno, #__NR_SYSCALL_BASE
75 #endif
76
77 local_restart:
78 ldr r10, [tsk, #TI_FLAGS] @ 檢查系統調用跟蹤
79 stmdb {r4, r5} @ 將第5和第6個參數壓入棧
80
81 tst r10, #_TIF_SYSCALL_WORK @ 判斷是否在跟蹤系統調用
82 bne __sys_trace
83
84 cmp scno, #NR_syscalls @ 檢測系統調用號是否在范圍內，NR_syscalls保存系統調用總數
85 adr lr, BSYM(ret_fast_syscall) @ 將返回地址保存到lr寄存器中，lr寄存器是用於函數返回的。
86 ldrcc pc, [tbl, scno, lsl #2] @ 調用相應系統調用例程，tbl(r8)保存著系統調用表(sys_call_table)地址，scno(r7)保存著系統調用號120，這裡就轉到相應的處理例程上了。
87
88 add r1, sp, #S_OFF
89 2: cmp scno, #(__ARM_NR_BASE - __NR_SYSCALL_BASE)
90 eor r0, scno, #__NR_SYSCALL_BASE @ put OS number back
91 bcs arm_syscall
92 mov why, #0 @ no longer a real syscall
93 b sys_ni_syscall @ not private func
94
95 #if defined(CONFIG_OABI_COMPAT) || !defined(CONFIG_AEABI)
96 /*
97 * We failed to handle a fault trying to access the page
98 * containing the swi instruction, but we're not really in a
99 * position to return -EFAULT. Instead, return back to the
100 * instruction and re-enter the user fault handling path trying
101 * to page it in. This will likely result in sending SEGV to the
102 * current task.
103 */
104 9001:
105 sub lr, lr, #4
106 str lr, [sp, #S_PC]
107 b ret_fast_syscall
108 #endif
109 ENDPROC(vector_swi) @ 返回
好的，終於跳轉到了系統調用表，現在我們看看系統調用表是怎麼樣的一個形式
1 /* 文件地址: linux內核目錄/arch/arm/kernel/calls.S */
2
3 /* 0 */ CALL(sys_restart_syscall)
4 CALL(sys_exit)
5 CALL(sys_fork)
6 CALL(sys_read)
7 CALL(sys_write)
8 /* 5 */ CALL(sys_open)
9 CALL(sys_close)
10 CALL(sys_ni_syscall) /* was sys_waitpid */
11 CALL(sys_creat)
12 CALL(sys_link)
13 /* 10 */ CALL(sys_unlink)
14 CALL(sys_execve)
15 CALL(sys_chdir)
16 CALL(OBSOLETE(sys_time)) /* used by libc4 */
17 CALL(sys_mknod)
18 /* 15 */ CALL(sys_chmod)
19 CALL(sys_lchown16)
20 CALL(sys_ni_syscall) /* was sys_break */
21 CALL(sys_ni_syscall) /* was sys_stat */
22 CALL(sys_lseek)
23 /* 20 */ CALL(sys_getpid)
24 CALL(sys_mount)
25 CALL(OBSOLETE(sys_oldumount)) /* used by libc4 */
26 CALL(sys_setuid16)
27 CALL(sys_getuid16)
28 /* 25 */ CALL(OBSOLETE(sys_stime))
29 CALL(sys_ptrace)
30 CALL(OBSOLETE(sys_alarm)) /* used by libc4 */
31 CALL(sys_ni_syscall) /* was sys_fstat */
32 CALL(sys_pause)
33
34 ......................
35 ......................
36
37 /* 120 */ CALL(sys_clone) /* 120在此，之前傳進來的系統調用號120進入內核後會到這 */
38 CALL(sys_setdomainname)
39 CALL(sys_newuname)
40 CALL(sys_ni_syscall) /* modify_ldt */
41 CALL(sys_adjtimex)
42 /* 125 */ CALL(sys_mprotect)
43 CALL(sys_sigprocmask)
44 CALL(sys_ni_syscall) /* was sys_create_module */
45 CALL(sys_init_module)
46 CALL(sys_delete_module)
47
48 ......................
49 ......................
50
51 /* 375 */ CALL(sys_setns)
52 CALL(sys_process_vm_readv)
53 CALL(sys_process_vm_writev)
54 CALL(sys_kcmp)
55 CALL(sys_finit_module)
56 /* 380 */ CALL(sys_sched_setattr)
57 CALL(sys_sched_getattr)
58 CALL(sys_renameat2)
59 CALL(sys_seccomp)
60 CALL(sys_getrandom)
61 /* 385 */ CALL(sys_memfd_create)
62 CALL(sys_bpf)
63 #ifndef syscalls_counted
64 .equ syscalls_padding, ((NR_syscalls + 3) & ~3) - NR_syscalls
65 #define syscalls_counted
66 #endif
67 .rept syscalls_padding
68 CALL(sys_ni_syscall)
69 .endr
CALL為一個宏，而我們使用的那一行CALL(sys_clone)配合ldrcc pc,[tbl,scno,lsl #2]使用的結果就是把sys_clone的地址放入pc寄存器。具體我們仔細分析一下，首先先看看CALL宏展開，然後把CALL代入ldrcc，結果就很清晰了
1 /* CALL(x)宏展開 */
2 #define CALL(x) .equ NR_syscalls,NR_syscalls+1
3 #include "calls.S"
4
5 .ifne NR_syscalls - __NR_syscalls
6 .error "__NR_syscalls is not equal to the size of the syscall table"
7 .endif
8
9 /* 主要是後面這一段，
10 * 上面一段主要用於統計系統調用數量，並將數量保存到NR_syscalls中，具體實現說明可以參考 http://www.linuxidc.com/Linux/2015-02/112909.htm
11 */
12
13 #undef CALL
14 /* 其實就是生成一個數為x，相當於.long sys_clone，因為sys_clone是函數名，所以.long生成的是sys_clone函數名對應的地址 */
15 #define CALL(x) .long x
16
17 #ifdef CONFIG_FUNCTION_TRACER
18
19
20 /* 配合ldrcc一起看，原來ldrcc是這樣 */
21 ldrcc pc, [tbl, scno, lsl #2]
22
23 /* 把CALL(x)代入ldrcc，最後是這樣 */
24 ldrcc pc, sys_clone(函數地址)
清楚的看出來，ldrcc最後是將sys_clone的函數地址存入了pc寄存器，而sys_clone函數內核是怎麼定義的呢，如下
1 /* 文件地址: linux內核目錄/kernel/Fork.c */
2
3 /* 以下代碼根據不同的內核配置定義了不同的clone函數
4 * 其最終都調用的do_fork函數，我們先看看SYSCALL_DEFINE是怎麼實現的吧，實現在此代碼片段後面
5 */
6 #ifdef __ARCH_WANT_SYS_CLONE
7 #ifdef CONFIG_CLONE_BACKWARDS
8 SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp,
9 int __user *, parent_tidptr,
10 int, tls_val,
11 int __user *, child_tidptr)
12 #elif defined(CONFIG_CLONE_BACKWARDS2)
13 SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, newsp, unsigned long, clone_flags,
14 int __user *, parent_tidptr,
15 int __user *, child_tidptr,
16 int, tls_val)
17 #elif defined(CONFIG_CLONE_BACKWARDS3)
18 SYSCALL_DEFINE6(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp,
19 int, stack_size,
20 int __user *, parent_tidptr,
21 int __user *, child_tidptr,
22 int, tls_val)
23 #else
24 SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp,
25 int __user *, parent_tidptr,
26 int __user *, child_tidptr,
27 int, tls_val)
28 #endif
29 {
30 return do_fork(clone_flags, newsp, 0, parent_tidptr, child_tidptr);
31 }
32
33
34 /************************************************
35 * 我是代碼分界線
36 ************************************************/
37
38 /* 文件地址: linux內核目錄/include/linux.h */
39
40 #define SYSCALL_DEFINE0(sname) \
41 SYSCALL_METADATA(_##sname, 0); \
42 asmlinkage long sys_##sname(void)
43
44 #define SYSCALL_DEFINE1(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(1, _##name, __VA_ARGS__)
45 #define SYSCALL_DEFINE2(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(2, _##name, __VA_ARGS__)
46 #define SYSCALL_DEFINE3(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(3, _##name, __VA_ARGS__)
47 #define SYSCALL_DEFINE4(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(4, _##name, __VA_ARGS__)
48 #define SYSCALL_DEFINE5(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(5, _##name, __VA_ARGS__)
49 #define SYSCALL_DEFINE6(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(6, _##name, __VA_ARGS__)
50
51 #define SYSCALL_DEFINEx(x, sname, ...) \
52 SYSCALL_METADATA(sname, x, __VA_ARGS__) \
53 __SYSCALL_DEFINEx(x, sname, __VA_ARGS__)
54
55 #define __PROTECT(...) asmlinkage_protect(__VA_ARGS__)
56 #define __SYSCALL_DEFINEx
可以看出系統調用是使用SYSCALL_DEFINEx進行定義的，以我們的例子，實際上最後clone函數被定義為
1 /* 展開前 */
2
3 SYSCALL_DEFINE5(clone, unsigned long, clone_flags, unsigned long, newsp,
4 int __user *, parent_tidptr,
5 int __user *, child_tidptr,
6 int, tls_val)
7 #endif
8 {
9 /* 應用層默認fork參數(CLONE_CHILD_SETTID | CLONE_CHILD_CLEARTID | SIGCHLD, NULL, NULL, NULL, &THREAD_SELF->tid) */
10 return do_fork(clone_flags, newsp, 0, parent_tidptr, child_tidptr);
11 }
12
13 /* 展開後 */
14
15 asmlinkage long sys_clone (unsigned long clone_flags, unsigned long newsp, int __user * parent_tidptr, int __user * child_tidptr, int tls_val)
16 {
17 return do_fork(clone_flags, newsp, 0, parent_tidptr, child_tidptr);
18 }
終於看到最後系統會調用do_fork函數進行操作，接下來我們看看do_fork函數
1 /* 應用層的fork最後會通過sys_clone系統調用調用到此函數 */
2 /* 應用層默認fork參數(CLONE_CHILD_SETTID | CLONE_CHILD_CLEARTID | SIGCHLD, NULL, NULL, NULL, &THREAD_SELF->tid)
3 * clone_flags: CLONE_CHILD_SETTID | CLONE_CHILD_CLEARTID | SIGCHLD
4 * stack_start: NULL
5 * stack_size: NULL
6 * parent_tidptr: NULL
7 * child_tidptr: &THREAD_SELF->tid
8 * pid: NULL
9 */
10 long do_fork(unsigned long clone_flags,
11 unsigned long stack_start,
12 unsigned long stack_size,
13 int __user *parent_tidptr,
14 int __user *child_tidptr)
15 {
16 struct task_struct *p;
17 int trace = 0;
18 long nr;
19
20 /* 判斷是否進行跟蹤 */
21 if (!(clone_flags & CLONE_UNTRACED)) {
22 if (clone_flags & CLONE_VFORK)
23 trace = PTRACE_EVENT_VFORK;
24 else if ((clone_flags & CSIGNAL) != SIGCHLD)
25 trace = PTRACE_EVENT_CLONE;
26 else
27 trace = PTRACE_EVENT_FORK;
28
29 if (likely(!ptrace_event_enabled(current, trace)))
30 trace = 0;
31 }
32
33 /* 調用copy_process進行初始化，返回初始化好的struct task_struct結構體，當我們調用fork時返回兩次的原因也是在這個函數當中，下回分析 */
34 p = copy_process(clone_flags, stack_start, stack_size,
35 child_tidptr, NULL, trace);
36
37
38 if (!IS_ERR(p)) {
39 /* 創建成功 */
40 struct completion vfork;
41 struct pid *pid;
42
43 trace_sched_process_fork(current, p);
44
45 /* 獲取子進程PID */
46 pid = get_task_pid(p, PIDTYPE_PID);
47 /* 返回子進程pid所屬的命名空間所看到的局部PID */
48 nr = pid_vnr(pid);
49
50 if (clone_flags & CLONE_PARENT_SETTID)
51 put_user(nr, parent_tidptr);
52
53 if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
54 p->vfork_done = &vfork;
55 init_completion(&vfork);
56 get_task_struct(p);
57 }
58
59 /* 將新進程加入到CPU的運行隊列中 */
60 wake_up_new_task(p);
61
62 /* 跟蹤才會用到 */
63 if (unlikely(trace))
64 ptrace_event_pid(trace, pid);
65
66 /* 如果是vfork調用，則在此等待vfork的進程結束 */
67 if (clone_flags & CLONE_VFORK) {
68 if (!wait_for_vfork_done(p, &vfork))
69 ptrace_event_pid(PTRACE_EVENT_VFORK_DONE, pid);
70 }
71
72 put_pid(pid);
73 } else {
74 /* 創建失敗 */
75 nr = PTR_ERR(p);
76 }
77 /* 返回新進程PID（新進程在這會返回0） */
78 return nr;
79 }
在do_fork函數中，首先會根據clone_flags判斷是否對父進程進行了跟蹤（調試使用），如果進行了函數跟蹤(還需要判斷是否對子進程進行跟蹤)，之後調用copy_process(do_fork的核心函數，之後的文章會對它進行分析)，在copy_process中會對子進程的許多結構體和參數進行初始化(同時在fork正常情況中為什麼會返回兩次也是在此函數中實現的)，do_fork最後就判斷是否是通過vfork創建，如果是vfork創建，則會使父進程阻塞直到子進程結束釋放所占內存空間後才繼續執行，最後do_fork子進程pid。
小結
到這裡，整個系統調用的入口就分析完了，其實整個流程也不算很復雜：應用層通過swi軟中斷進入內核---->通過系統調用表選定目標系統調用--->執行系統調用--->返回。之後的文章我會詳細分析copy_process函數，此函數中涉及相當多的知識，作為學習linux內核的入口也是比較合適的。
更多詳情見請繼續閱讀下一頁的精彩內容： http://www.linuxidc.com/Linux/2015-02/112908p2.htm