阅读Linux0.11——main.c

╰+哭是因爲堅強的太久メ 2022-07-30 13:57 162阅读 0赞

### 一、前言 ###

这个前言的目的就是解释清楚理解main运行的一些基本的概念。如下：

#### 1、Linux0.11也是有CPU负载均衡的的 ####

很神奇吧，最开始Linus已经考虑了CPU负载均衡这一点了，先别急着惊叹，我来跟你说说是怎么一回事。  
 基本上现在的Linux里，都有0号进程，进程调度的时候，如果检测到就绪队列为空，就会一直执行0号进程，因此我们也把0号进程称为闲逛进程。当然我们现代操作系统所实现的负载均衡并不只是执行进程0，因为我们目前都是多核CPU，有可能这一个CPU上没有等待执行的进程的，别的CPU上还有呢？这个不是我们今天的重点，这部分的分析，我在前面写进程调度源码分析的时候已经说过了，这个不再赘述。

但是当时Linus实现的CPU负载均衡就只是把进程0放在CPU上执行。  
 进程0是在什么时候创建的呢？我们前面分析boot的时候提过，boot执行完了以后把控制权交给了init模块（也就是开始执行main.c），这时候是在0特权级下运行的，0特权级也就是最高特权级。main.c执行完了内核各个模块的初始化工作以后，需要切换到3特权级下，等切换完了以后main.c就是以进程0的身份运行的。  
 我们知道Linux创建进程是用函数fork创建的，执行的操作基本上就是复制父进程的各个资源，例如：子进程复制父进程的栈空间，子进程复制父进程的数据段等等。进程0是没有父进程的，所以进程0是怎么创建的呢？我们在本文第三个部分——分析源码的时候会讲，这里暂且不提。这里只需要记住，进程0负责创建进程1，进程1创建进程2和第一个进程组。

#### 1、进程0 不能使用栈空间 ####

这个没什么要理解的，我直接告诉你进程0在创建进程1也就是我们常说的init进程之前，不能使用栈空间，下面是解释。  
 前面有一篇讲请求分页机制的博文里面讲过：从内核空间fork的进程，并没有写时复制机制（COW），是创建的时候就直接分配的。所以进程1创建的时候，是直接复制了进程0的用户栈空间，为了避免进程0的栈中有进程1并不想要的多余的信息，在fork之前，进程0不能用自己的栈，这也就意味着，进程0不能调用函数。所有的函数调用都是触发中断来实现的。

#### 2、\_exit和exit的区别 ####

exit函数（标准IO库函数）和\_exit函数（系统调用）都是实现进程退出功能，具体的操作都是，关闭打开的文件，如果进程还有子进程，子进程被init进程收养，然后返回给父进程一个SIGCHLD信号，调用sys\_exit。  
 不同的是，\_exit函数并不会刷标准I/O缓冲。

#### 3、TSS和特权级转移 ####

在讲TSS之前我们先说一说特权级这个问题。特权级是只有在保护模式下才有的概念，设置特权级都是为了限制非法访问的，比如说低特权级的进程访问了高特权级的资源。特权级有4个，分别是0,1,2,3，数字越小特权级越高。在Linux中内核的特权级最高是0，用户特权级最小是3。我们常常会有这样的进程，在用户特权级下运行，但是调用了一个系统调用，需要陷入内核。这时候就需要特权级切换。

TSS（Task State Segment），任务状态段，用于任务切换的时候保存现场信息的数据结构。TSS段有很多的字段，主要可以分为：寄存器保存区域、堆栈指针保存区域和其他的预留区域等等。说起来很复杂，本文并不全部介绍，只是说几个跟我们主题有关的字段——堆栈指针保存区域。  
 每一个TSS保存的堆栈不能超过四个，这是因为同一个任务在同一个特权级下最多只能有一个堆栈，因为只有四个特权级，所以最多只能有四个堆栈（ss0,sp0,ss1,sp1,ss2,sp2,ss3,sp3）。

我们前面说了特权级切换，特权级切换有两种情况：  
\* 低特权级向高特权级切换，就像我们刚刚举得系统调用例子  
\* 高特权级向低特权级切换，我们本文遇到的情况。  
 低特权级向高特权级切换的时候，CPU自己把当前特权级的堆栈指针（ss和sp）压入高特权级所对应的栈中。比如说我们刚刚的例子中，是从特权级3切换到特权级0，则特权级3的堆栈指针信息压入TSS中的ss0和sp0中。  
 所以如果执行iret或retf指令从低特权级切换到高特权级的时候，只需要从高特权的堆栈中拿出低特权级对应的堆栈信息即可。

#### 4.会话组 ####

一个或者多个进程组构成一个会话组，会话组ID就是创建会话组的进程（称为会话首进程）的ID，在Linux0.11中每登陆一个用户，init进程创建一个会话组。  
 每一个会话组可以打开一个终端设备作为控制终端，打开控制终端的进程称为控制进程。一个会话组中有很多个进程组，这些进程组被分为前台进程组和后台进程组。  
 函数setsid函数可以创建一个会话组，函数原型如下：

pid_t setsid(void);

调用setsid函数的进程创建一个新的会话组，会话组ID既该进程PID，同事也创建一个新的进程组，进程组ID也是该进程的PID。这就要求，调用setsid的进程并不是任何一个进程组的组长。该进程如果之前已经和一个终端关联，setsid函数”切断”这中关联。

### 一、main.c功能描述 ###

setup.s程序读出了系统的一些硬件信息，存在主存里。 main.c的具体功能是：  
\* 读取根设备  
\* 读取硬盘信息  
\* 得到内存大小（包括缓存、内核镜像所占空间和主存在内的全部大小）  
\* 根据内存大小设置缓冲大小  
\* 设置分页开始位置  
\* 主存分页管理  
\* 陷阱门初始化  
\* 块设备初始化  
\* 字符设备初始化  
\* tty初始化  
\* 时间初始化  
\* 调度初始化  
\* 缓冲管理初始化  
\* 硬盘和软盘初始化  
\* 创建进程0（此时0特权级切换为3特权级）  
\* 进程0创建进程1（init进程）  
\* 进程1打开标准输入标准输出和标准错误  
\* 创建进程2执行shell  
\* 循环创建进程执行登陆shell

我们知道新建进程都是调用fork函数实现的，那下面我们看看第一个进程是怎么创建出来的。

### 二、main.c代码分析 ###

下面我们分析main.c的代码：

static inline _syscall0(int,fork)          
    static inline _syscall0(int,pause)          
    static inline _syscall1(int,setup,void *,BIOS)              
    static inline _syscall0(int,sync)

这几行代码以内嵌宏代码的形式实现了fork、pause、setup和sync函数的调用，我们前面说过了进程0不能使用栈空间，所以意味着进程0在不能直接调用函数。\_syscall0通过触发0x80（系统调用）中断实现了函数的调用。

ROOT_DEV = ORIG_ROOT_DEV;
        drive_info = DRIVE_INFO;
        memory_end = (1<<20) + (EXT_MEM_K<<10);             
        memory_end &= 0xfffff000;                       
        if (memory_end > 16*1024*1024)                  
            memory_end = 16*1024*1024;
        if (memory_end > 12*1024*1024)
            buffer_memory_end = 4*1024*1024;
        else if (memory_end > 6*1024*1024)
            buffer_memory_end = 2*1024*1024;
        else                                    /
            buffer_memory_end = 1*1024*1024;
        main_memory_start = buffer_memory_end;      
    #ifdef RAMDISK
        main_memory_start += rd_init(main_memory_start, RAMDISK*1024);
    #endif

先得到根设备的设备号，然后设置内存结束的位置（此时的内存是缓冲加上主存的全部大小），内存大小忽略不到4k字节的内容（一页大小是4k字节）。如果内存大小超过了16M字节则按16M字节计。根据内存的大小设置缓冲区的大小：如果内存大小大于12M，缓冲大小是4M；如果内存大小在6M～12M之间，缓冲大小是2M；否则缓冲大小是1M。  
 设置主存开始的位置是缓冲结束的位置，从主存开始的位置到主存结束的位置都是要分页管理的。此时我们看到了，缓冲并不需要分页。  
 最后条件编译的意思是：如果设置了虚拟内存盘，主存大小还要增加。

mem_init(main_memory_start,memory_end);             
        trap_init();                            
        blk_dev_init();                         
        chr_dev_init();                         
        tty_init();                             
        time_init();                            
        sched_init();                           
        buffer_init(buffer_memory_end);             
        hd_init();                             
        floppy_init();                  
        sti();

调用各个模块开始内核的初始化工作，这里解释一下为什么我们前面解释用内嵌的汇编实现系统调用，这里却可以调用函数了。我们前面说了特权级，特权级是保护模式下才有的概念。此时计算机是在保护模式下运行的，此时的当前特权级（CPL）是什么呢？我们知道CPL是存储在cs和ss的第0位和第1位。现在看看cs的值是多少？  
 cs是在什么时候赋值的呢？我们常常看到的汇编代码，第一步都是初始化ds，es，fs等等，并没有初始化cs的。实际上cs和ip都是可以赋值的，但是并不能想ds那样做。跳转指令负责给cs和ip寄存器赋值，我们想知道main的cs是多少，就要知道跳转到main的长跳转指令给cs赋了什么，通过猜测这个跳转指令在head.s中（main之前执行的程序）。分析head.s代码我们发现head把控制权交给main并不是通过长跳转指令，而是通过ret指令从栈中拿出main的地址。直接取得main的地址不太好理解，通过分析head的代码我们知道在head的执行中，特权级并没有发生改变（前面讲TSS的时候我们解释过，修改特权级需要修改TSS的内容），所以main的CPL和head的CPL是相同的。head的cs值是0x08，ss是0x10（cs在setup中，ss在head中设置），所以特权级是0.  
 其实并不需要这么复杂，启动的时候我们需要对一系列的硬件操作（关中断，开终端，打开8259引脚之类的），这肯定需要高特权级，所以特权级一定是0。解释完了特权级，接下来就是好理解了。  
 通过前面的一系列解释，main程序运行到现在还是在0特权级下运行的。此时并不是进程0，所以并不用担心弄乱进程0的堆栈这个问题，可以随意调用函数。

这些初始化模块的大致功能是：主存初始化，陷阱门初始化，块设备初始化，字符设备初始化，tty初始化，时间初始化，调度初始化，缓冲管理初始化，硬盘初始化，软盘初始化，开中断。各个模块初始化细节作者后面再写一系列文章展开分析，本文暂且不提。

move_to_user_mode();        
        if (!fork()) {   /* we count on this going ok */
            init();             
        }
       for(;;) pause();

这里我们着重介绍函数move\_to\_user\_mode，这个函数执行完了以后程序就以进程0的身份运行了，进程0创建进程1，进程1执行init函数，而进程1的父进程也就是进程0循环执行pause函数。

这里说一个问题，我之前在看的时候，看到这里非常不能理解，为什么pause函数还是要通过触发中断的方式调用，进程1不是已经创建结束了吗？这里需要澄清一个我之前的误会，之前作者以为进程0是在特权级0下运行的，所以进程0创建进程1是在0特权级下进行的。我们知道，在内核态创建的进程并不需要COW机制，是直接分配空间的，所以作者觉得，只要fork函数通过触发中断的形式的调用就可以。因为fork结束了以后，子进程已经有了自己的运行空间了。后来分析了函数move\_to\_user\_mode以后，发现进程0是在3特权级下运行的。所以，进程0创建进程1以后自己调用pause函数为什么还是通过触发中断，虽然在用户空间创建的进程并不会直接分配空间，但是只要父进程要修改自己的内容，还是会出发COW机制，分配空间给子进程啊？  
 这里main.c程序的main函数已经解释完了，进程0的功能我们也已经分析完了，下面看init进程.  
 创建进程0这里不是很好理解，作者再啰嗦一次，要理解这个，前面说的TSS的介绍一定要仔细看看。  
 这个函数的定义锐如下：

#define move_to_user_mode() 
        __asm__ ("movl %%esp,%%eax\n\t"            
                "pushl $0x17\n\t"                  
                "pushl %%eax\n\t"                   
                "pushfl\n\t"                        
                "pushl $0x0f\n\t"                   
                "pushl $1f\n\t"                     
                "iret\n"                            
                "1:\tmovl $0x17,%%eax\n\t" 
                "movw %%ax,%%ds\n\t" 
                "movw %%ax,%%es\n\t" 
                "movw %%ax,%%fs\n\t" 
                "movw %%ax,%%gs" 
                :::"ax")

这个函数要实现特权级切换，在这个函数之前main在0特权级下运行。这个函数结束以后，进程0在3特权级下运行。我们前面介绍特权级切换的时候介绍，调用iret指令从高特权级切换到低特权级的CPU的操作是从当前任务TSS中特权级3对应的栈中拿出对应的堆栈信息。这个进程是一个特殊的特例，我们需要自己先把这个信息填充进去。  
 move\_to\_user\_mode函数定义是一端内联汇编，没有输入和输出部分，破坏描述部分是ax。前面的一系列push指令就是实现这个功能，分别的ss入栈，esp入栈，eflags入栈，cs入栈，ip入栈，调用iret指令切换特权级，初始化ds，es，fs，gs。  
 解释完了move\_to\_user\_mode以后，我们看进程1的执行函数，init函数。代码如下：

void init(void)
    {
        int pid,i;
    
        setup((void *) &drive_info);                    
        (void) open("/dev/tty0",O_RDWR,0);              
        (void) dup(0);                                  
        (void) dup(0);                                  
        printf("%d buffers = %d bytes buffer space\n\r",NR_BUFFERS,
            NR_BUFFERS*BLOCK_SIZE);                                         
        printf("Free mem: %d bytes\n\r",memory_end-main_memory_start);

setup函数读取硬盘参数和安装根文件，然后打开终端，这是系统打开的第一个文件，得到的文件描述符是0，这表示把标准输入定向到终端文件，两次dup函数分别得到描述符1和描述符2。这就意味着得到了标准输入、标准输出和标准错误。输出一些提示信息。

if (!(pid=fork())) {                       
            close(0);                               
            if (open("/etc/rc",O_RDONLY,0))         
                _exit(1);
            execve("/bin/sh",argv_rc,envp_rc);          
            _exit(2);
        }
        if (pid>0)
            while (pid != wait(&i))                     
                /* nothing */;

进程1创建进程2，进程2先关闭0，然后打开文件/etc/rc，返回的文件描述符是0，把输入定向到rc文件。然后调用函数execve函数执行shell，传入参数列表和环境变量。进程1阻塞等待进程2结束，进程1有很多个子进程，wait函数只要收到一个进程结束就停止阻塞状态，wait函数并不能直接实现等待指定子进程结束。

while (1) {
            if ((pid=fork())<0) {                  
                printf("Fork failed in init\r\n");
                continue;
            }
            if (!pid) {                         
                close(0);close(1);close(2);             
                setsid();                               
                (void) open("/dev/tty0",O_RDWR,0);      
                (void) dup(0);
                (void) dup(0);
                _exit(execve("/bin/sh",argv,envp));         
            }
            while (1)
                if (pid == wait(&i))
                    break;
            printf("\n\rchild %d died with code %04x\n\r",pid,i);
            sync();
        }
        _exit(0);   /* NOTE! _exit, not exit() */

进程2结束运行了，执行到这里init进程一直循环创建新进程， 创建的子进程关闭从父进程（init进程）继承来的三个文件描述符（这里我猜测是因为子进程要创建一个新的会话组，要切断和其他的终端设备的联系），创建一个新的会话。重新和终端设备建立联系，新进程调用execve函数执行登陆shell。init进程阻塞等待子进程退出，输出一行提示信息,调用sync函数刷新文件系统缓冲，init再去创建一个新进程，执行刚才的操作，构成一个死循环。  
 这里main.c程序就分析结束了。  
 这里有一点不理解，为什么新进程创建了一个会话以后还要和一个终端建立联系，后面不是要调用execve函数了吗？子进程的资源不是基本上全部被抛弃了吗？