linux0.11内核完全剖析- fork.c

/*
* linux/kernel/fork.c
*
* (C) 1991 Linus Torvalds
*//*
* 'fork.c' contains the help-routines for the 'fork' system call
* (see also system_call.s), and some misc functions ('verify_area').
* Fork is rather simple, once you get the hang of it, but the memory
* management can be a bitch. See 'mm/mm.c': 'copy_page_tables()'
*/
/*
* 'fork.c'中含有系统调用'fork'的辅助子程序（参见 system_call.s），以及一些其它函数
* ('verify_area')。一旦你了解了 fork，就会发现它是非常简单的，但内存管理却有些难度。
* 参见'mm/mm.c'中的'copy_page_tables()'。
*/#include <errno.h> // 错误号头文件。包含系统中各种出错号。(Linus 从 minix 中引进的)。#include <linux/sched.h> // 调度程序头文件，定义了任务结构 task_struct、初始任务 0 的数据，// 还有一些有关描述符参数设置和获取的嵌入式汇编函数宏语句。
#include <linux/kernel.h> // 内核头文件。含有一些内核常用函数的原形定义。
#include <asm/segment.h> // 段操作头文件。定义了有关段寄存器操作的嵌入式汇编函数。
#include <asm/system.h> // 系统头文件。定义了设置或修改描述符/中断门等的嵌入式汇编宏。extern void write_verify(unsigned long address);long last_pid=0; // 最新进程号，其值由 get_empty_process()生成。进程空间区域写前验证函数。
// 对当前进程地址从 addr 到 addr + size 这一段空间以页为单位执行写操作前的检测操作。
// 由于检测判断是以页面为单位进行操作，因此程序首先需要找出 addr 所在页面开始地址 start，
// 然后 start 加上进程数据段基址，使这个 start 变换成 CPU 4G 线性空间中的地址。最后循环
// 调用 write_verify()对指定大小的内存空间进行写前验证。若页面是只读的，则执行共享检验
// 和复制页面操作（写时复制）。
void verify_area(void * addr,int size)
{unsigned long start;start = (unsigned long) addr;// 将起始地址 start 调整为其所在页的左边界开始位置，同时相应地调整验证区域大小。// 下句中的 start & 0xfff 用来获得指定起始位置 addr（也即 start）在所在页面中的偏移值，// 原验证范围 size 加上这个偏移值即扩展成以 addr 所在页面起始位置开始的范围值。因此在 30 行// 上也需要把验证开始位置 start 调整成页面边界值。参见前面的图“内存验证范围的调整”。size += start & 0xfff;start &= 0xfffff000;// 下面把 start 加上进程数据段在线性地址空间中的起始基址，变成系统整个线性空间中的地址位置。// 对于 0.11 内核，其数据段和代码段在线性地址空间中的基址和限长均相同。start += get_base(current->ldt[2]);while (size>0) {size -= 4096;// 写页面验证。若页面不可写，则复制页面。（mm/memory.c，261 行）write_verify(start);start += 4096;}
}// 设置新任务的代码和数据段基址、限长并复制页表。
// nr 为新任务号；p 是新任务数据结构的指针。
int copy_mem(int nr,struct task_struct * p)
{unsigned long old_data_base,new_data_base,data_limit;unsigned long old_code_base,new_code_base,code_limit;// 取当前进程局部描述符表中描述符项的段限长（字节数）。code_limit=get_limit(0x0f); // 取局部描述符表中代码段描述符项中段限长。data_limit=get_limit(0x17); // 取局部描述符表中数据段描述符项中段限长。// 取当前进程代码段和数据段在线性地址空间中的基地址。old_code_base = get_base(current->ldt[1]); // 取原代码段基址。old_data_base = get_base(current->ldt[2]); // 取原数据段基址。if (old_data_base != old_code_base) // 0.11 版不支持代码和数据段分立的情况。panic( "We don't support separate I&D" );if (data_limit < code_limit) // 如果数据段长度 < 代码段长度也不对。panic( "Bad data_limit" );// 创建中新进程在线性地址空间中的基地址等于 64MB * 其任务号。new_data_base = new_code_base = nr * 0x4000000; // 新基址=任务号*64Mb(任务大小)。p->start_code = new_code_base;// 设置新进程局部描述符表中段描述符中的基地址。set_base(p->ldt[1],new_code_base); // 设置代码段描述符中基址域。set_base(p->ldt[2],new_data_base); // 设置数据段描述符中基址域。// 设置新进程的页目录表项和页表项。即把新进程的线性地址内存页对应到实际物理地址内存页面上。if (copy_page_tables(old_data_base,new_data_base,data_limit)) { // 复制代码和数据段。free_page_tables(new_data_base,data_limit); // 如果出错则释放申请的内存。return -ENOMEM;}return 0;
}/*
* Ok, this is the main fork-routine. It copies the system process
* information (task[nr]) and sets up the necessary registers. It
* also copies the data segment in it's entirety.
*/
/*
* OK，下面是主要的 fork 子程序。它复制系统进程信息(task[n])并且设置必要的寄存器。
* 它还整个地复制数据段。
*/
// 复制进程。
// 其中参数 nr 是调用 find_empty_process()分配的任务数组项号。none 是 system_call.s 中调用
// sys_call_table 时压入堆栈的返回地址。
int copy_process(int nr,long ebp,long edi,long esi,long gs,long none,
long ebx,long ecx,long edx,
long fs,long es,long ds,
long eip,long cs,long eflags,long esp,long ss)
{struct task_struct *p;int i;struct file *f;p = (struct task_struct *) get_free_page(); // 为新任务数据结构分配内存。if (!p) // 如果内存分配出错，则返回出错码并退出。return -EAGAIN;task[nr] = p; // 将新任务结构指针放入任务数组中。// 其中 nr 为任务号，由前面 find_empty_process()返回。*p = *current; /* NOTE! this doesn't copy the supervisor stack *//* 注意！这样做不会复制超级用户的堆栈 */（只复制当前进程内容）。p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE; // 将新进程的状态先置为不可中断等待状态。p->pid = last_pid; // 新进程号。由前面调用 find_empty_process()得到。p->father = current->pid; // 设置父进程号。p->counter = p->priority;p->signal = 0; // 信号位图置 0。p->alarm = 0; // 报警定时值（滴答数）。p->leader = 0; /* process leadership doesn't inherit *//* 进程的领导权是不能继承的 */p->utime = p->stime = 0; // 初始化用户态时间和核心态时间。p->cutime = p->cstime = 0; // 初始化子进程用户态和核心态时间。p->start_time = jiffies; // 当前滴答数时间。// 以下设置任务状态段 TSS 所需的数据（参见列表后说明）。p->tss.back_link = 0;// 由于是给任务结构 p 分配了 1 页新内存，所以此时 esp0 正好指向该页顶端。ss0:esp0 用于作为程序// 在内核态执行时的堆栈。p->tss.esp0 = PAGE_SIZE + (long) p; // 内核态堆栈指针。p->tss.ss0 = 0x10; // 堆栈段选择符（与内核数据段相同）。p->tss.eip = eip; // 指令代码指针。p->tss.eflags = eflags; // 标志寄存器。p->tss.eax = 0; // 这是当 fork()返回时，新进程会返回 0 的原因所在。p->tss.ecx = ecx;p->tss.edx = edx;p->tss.ebx = ebx;p->tss.esp = esp; // 新进程完全复制了父进程的堆栈内容。因此要求 task0p->tss.ebp = ebp; // 的堆栈比较“干净”。p->tss.esi = esi;p->tss.edi = edi;p->tss.es = es & 0xffff; // 段寄存器仅 16 位有效。p->tss.cs = cs & 0xffff;p->tss.ss = ss & 0xffff;p->tss.ds = ds & 0xffff;p->tss.fs = fs & 0xffff;p->tss.gs = gs & 0xffff;p->tss.ldt = _LDT(nr); // 设置新任务的局部描述符表的选择符（LDT 描述符在 GDT 中）。p->tss.trace_bitmap = 0x80000000; （高 16 位有效）。// 如果当前任务使用了协处理器，就保存其上下文。汇编指令 clts 用于清除控制寄存器 CR0 中的任务// 已交换（TS）标志。每当发生任务切换，CPU 都会设置该标志。该标志用于管理数学协处理器：如果// 该标志置位，那么每个 ESC 指令都会被捕获。如果协处理器存在标志也同时置位的话那么就会捕获// WAIT 指令。因此，如果任务切换发生在一个 ESC 指令开始执行之后，则协处理器中的内容就可能需// 要在执行新的 ESC 指令之前保存起来。错误处理句柄会保存协处理器的内容并复位 TS 标志。// 指令 fnsave 用于把协处理器的所有状态保存到目的操作数指定的内存区域中（tss.i387）。if (last_task_used_math == current)__asm__( "clts ; fnsave %0" :: "m" (p->tss.i387));// 设置新任务的代码和数据段基址、限长并复制页表。如果出错（返回值不是 0），则复位任务数组中// 相应项并释放为该新任务分配的内存页。if (copy_mem(nr,p)) { // 返回不为 0 表示出错。task[nr] = NULL;free_page((long) p);return -EAGAIN;}// 如果父进程中有文件是打开的，则将对应文件的打开次数增 1。for (i=0; i<NR_OPEN;i++)if (f=p->filp[i])f->f_count++;// 将当前进程（父进程）的 pwd, root 和 executable 引用次数均增 1。if (current->pwd)current->pwd->i_count++;if (current->root)current->root->i_count++;if (current->executable)current->executable->i_count++;// 在 GDT 中设置新任务的 TSS 和 LDT 描述符项，数据从 task 结构中取。// 在任务切换时，任务寄存器 tr 由 CPU 自动加载。set_tss_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_TSS_ENTRY,&(p->tss));set_ldt_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_LDT_ENTRY,&(p->ldt));p->state = TASK_RUNNING; /* do this last, just in case *//* 最后再将新任务设置成可运行状态，以防万一 */return last_pid; // 返回新进程号（与任务号是不同的）。
}// 为新进程取得不重复的进程号 last_pid，并返回在任务数组中的任务号(数组 index)。
int find_empty_process(void)
{int i;repeat:// 如果 last_pid 增 1 后超出其正数表示范围，则重新从 1 开始使用 pid 号。if ((++last_pid)<0) last_pid=1;// 在任务数组中搜索刚设置的 pid 号是否已经被任何任务使用。如果是则重新获得一个 pid 号。for(i=0 ; i<NR_TASKS ; i++)if (task[i] && task[i]->pid == last_pid) goto repeat;// 在任务数组中为新任务寻找一个空闲项，并返回项号。last_pid 是一个全局变量，不用返回。for(i=1 ; i<NR_TASKS ; i++) // 任务 0 排除在外。if (!task[i])return i;// 如果任务数组中 64 个项已经被全部占用，则返回出处码。return -EAGAIN;
}