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Raw Blame History Unescape Escape

14 | 进程数据结构（下）：项目多了就需要项目管理系统

上两节，我们解读了task\_struct的大部分的成员变量。这样一个任务执行的方方面面，都可以很好地管理起来，但是其中有一个问题我们没有谈。在程序执行过程中，一旦调用到系统调用，就需要进入内核继续执行。那如何将用户态的执行和内核态的执行串起来呢？

这就需要以下两个重要的成员变量：

struct thread_info		thread_info;
void  *stack;

用户态函数栈

在用户态中，程序的执行往往是一个函数调用另一个函数。函数调用都是通过栈来进行的。我们前面大致讲过函数栈的原理，今天我们仔细分析一下。

函数调用其实也很简单。如果你去看汇编语言的代码，其实就是指令跳转，从代码的一个地方跳到另外一个地方。这里比较棘手的问题是，参数和返回地址应该怎么传递过去呢？

我们看函数的调用过程，A调用B、调用C、调用D，然后返回C、返回B、返回A，这是一个后进先出的过程。有没有觉得这个过程很熟悉？没错，咱们数据结构里学的栈，也是后进先出的，所以用栈保存这些最合适。

在进程的内存空间里面，栈是一个从高地址到低地址，往下增长的结构，也就是上面是栈底，下面是栈顶，入栈和出栈的操作都是从下面的栈顶开始的。

我们先来看32位操作系统的情况。在CPU里，ESP（Extended Stack Pointer）是栈顶指针寄存器，入栈操作Push和出栈操作Pop指令，会自动调整ESP的值。另外有一个寄存器EBP（Extended Base Pointer），是栈基地址指针寄存器，指向当前栈帧的最底部。

例如，A调用B，A的栈里面包含A函数的局部变量，然后是调用B的时候要传给它的参数，然后返回A的地址，这个地址也应该入栈，这就形成了A的栈帧。接下来就是B的栈帧部分了，先保存的是A栈帧的栈底位置，也就是EBP。因为在B函数里面获取A传进来的参数，就是通过这个指针获取的，接下来保存的是B的局部变量等等。

当B返回的时候，返回值会保存在EAX寄存器中，从栈中弹出返回地址，将指令跳转回去，参数也从栈中弹出，然后继续执行A。

对于64位操作系统，模式多少有些不一样。因为64位操作系统的寄存器数目比较多。rax用于保存函数调用的返回结果。栈顶指针寄存器变成了rsp，指向栈顶位置。堆栈的Pop和Push操作会自动调整rsp，栈基指针寄存器变成了rbp，指向当前栈帧的起始位置。

改变比较多的是参数传递。rdi、rsi、rdx、rcx、r8、r9这6个寄存器，用于传递存储函数调用时的6个参数。如果超过6的时候，还是需要放到栈里面。

然而，前6个参数有时候需要进行寻址，但是如果在寄存器里面，是没有地址的，因而还是会放到栈里面，只不过放到栈里面的操作是被调用函数做的。

以上的栈操作，都是在进程的内存空间里面进行的。

内核态函数栈

接下来，我们通过系统调用，从进程的内存空间到内核中了。内核中也有各种各样的函数调用来调用去的，也需要这样一个机制，这该怎么办呢？

这时候，上面的成员变量stack，也就是内核栈，就派上了用场。

Linux给每个task都分配了内核栈。在32位系统上arch/x86/include/asm/page_32_types.h，是这样定义的：一个PAGE_SIZE是4K，左移一位就是乘以2，也就是8K。

#define THREAD_SIZE_ORDER	1
#define THREAD_SIZE		(PAGE_SIZE << THREAD_SIZE_ORDER)

内核栈在64位系统上arch/x86/include/asm/page_64_types.h，是这样定义的：在PAGE_SIZE的基础上左移两位，也即16K，并且要求起始地址必须是8192的整数倍。

#ifdef CONFIG_KASAN
#define KASAN_STACK_ORDER 1
#else
#define KASAN_STACK_ORDER 0
#endif


#define THREAD_SIZE_ORDER	(2 + KASAN_STACK_ORDER)
#define THREAD_SIZE  (PAGE_SIZE << THREAD_SIZE_ORDER)

内核栈是一个非常特殊的结构，如下图所示：

这段空间的最低位置，是一个thread_info结构。这个结构是对task_struct结构的补充。因为task_struct结构庞大但是通用，不同的体系结构就需要保存不同的东西，所以往往与体系结构有关的，都放在thread_info里面。

在内核代码里面有这样一个union，将thread_info和stack放在一起，在include/linux/sched.h文件中就有。

union thread_union {
#ifndef CONFIG_THREAD_INFO_IN_TASK
	struct thread_info thread_info;
#endif
	unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];
};

这个union就是这样定义的，开头是thread_info，后面是stack。

在内核栈的最高地址端，存放的是另一个结构pt_regs，定义如下。其中，32位和64位的定义不一样。

#ifdef __i386__
struct pt_regs {
	unsigned long bx;
	unsigned long cx;
	unsigned long dx;
	unsigned long si;
	unsigned long di;
	unsigned long bp;
	unsigned long ax;
	unsigned long ds;
	unsigned long es;
	unsigned long fs;
	unsigned long gs;
	unsigned long orig_ax;
	unsigned long ip;
	unsigned long cs;
	unsigned long flags;
	unsigned long sp;
	unsigned long ss;
};
#else 
struct pt_regs {
	unsigned long r15;
	unsigned long r14;
	unsigned long r13;
	unsigned long r12;
	unsigned long bp;
	unsigned long bx;
	unsigned long r11;
	unsigned long r10;
	unsigned long r9;
	unsigned long r8;
	unsigned long ax;
	unsigned long cx;
	unsigned long dx;
	unsigned long si;
	unsigned long di;
	unsigned long orig_ax;
	unsigned long ip;
	unsigned long cs;
	unsigned long flags;
	unsigned long sp;
	unsigned long ss;
/* top of stack page */
};
#endif

看到这个是不是很熟悉？咱们在讲系统调用的时候，已经多次见过这个结构。当系统调用从用户态到内核态的时候，首先要做的第一件事情，就是将用户态运行过程中的CPU上下文保存起来，其实主要就是保存在这个结构的寄存器变量里。这样当从内核系统调用返回的时候，才能让进程在刚才的地方接着运行下去。

如果我们对比系统调用那一节的内容，你会发现系统调用的时候，压栈的值的顺序和struct pt_regs中寄存器定义的顺序是一样的。

在内核中，CPU的寄存器ESP或者RSP，已经指向内核栈的栈顶，在内核态里的调用都有和用户态相似的过程。

通过task_struct找内核栈

如果有一个task_struct的stack指针在手，你可以通过下面的函数找到这个线程内核栈：

static inline void *task_stack_page(const struct task_struct *task)
{
	return task->stack;
}

从task_struct如何得到相应的pt_regs呢？我们可以通过下面的函数：

/*
 * TOP_OF_KERNEL_STACK_PADDING reserves 8 bytes on top of the ring0 stack.
 * This is necessary to guarantee that the entire "struct pt_regs"
 * is accessible even if the CPU haven't stored the SS/ESP registers
 * on the stack (interrupt gate does not save these registers
 * when switching to the same priv ring).
 * Therefore beware: accessing the ss/esp fields of the
 * "struct pt_regs" is possible, but they may contain the
 * completely wrong values.
 */
#define task_pt_regs(task) \
({									\
	unsigned long __ptr = (unsigned long)task_stack_page(task);	\
	__ptr += THREAD_SIZE - TOP_OF_KERNEL_STACK_PADDING;		\
	((struct pt_regs *)__ptr) - 1;					\
})

你会发现，这是先从task_struct找到内核栈的开始位置。然后这个位置加上THREAD_SIZE就到了最后的位置，然后转换为struct pt_regs，再减一，就相当于减少了一个pt_regs的位置，就到了这个结构的首地址。

这里面有一个TOP_OF_KERNEL_STACK_PADDING，这个的定义如下：

#ifdef CONFIG_X86_32
# ifdef CONFIG_VM86
#  define TOP_OF_KERNEL_STACK_PADDING 16
# else
#  define TOP_OF_KERNEL_STACK_PADDING 8
# endif
#else
# define TOP_OF_KERNEL_STACK_PADDING 0
#endif

也就是说，32位机器上是8，其他是0。这是为什么呢？因为压栈pt_regs有两种情况。我们知道，CPU用ring来区分权限，从而Linux可以区分内核态和用户态。

因此，第一种情况，我们拿涉及从用户态到内核态的变化的系统调用来说。因为涉及权限的改变，会压栈保存SS、ESP寄存器的，这两个寄存器共占用8个byte。

另一种情况是，不涉及权限的变化，就不会压栈这8个byte。这样就会使得两种情况不兼容。如果没有压栈还访问，就会报错，所以还不如预留在这里，保证安全。在64位上，修改了这个问题，变成了定长的。

好了，现在如果你task_struct在手，就能够轻松得到内核栈和内核寄存器。

通过内核栈找task_struct

那如果一个当前在某个CPU上执行的进程，想知道自己的task_struct在哪里，又该怎么办呢？

这个艰巨的任务要交给thread_info这个结构。

struct thread_info {
	struct task_struct	*task;		/* main task structure */
	__u32			flags;		/* low level flags */
	__u32			status;		/* thread synchronous flags */
	__u32			cpu;		/* current CPU */
	mm_segment_t		addr_limit;
	unsigned int		sig_on_uaccess_error:1;
	unsigned int		uaccess_err:1;	/* uaccess failed */
};

这里面有个成员变量task指向task_struct，所以我们常用current_thread_info()->task来获取task_struct。

static inline struct thread_info *current_thread_info(void)
{
	return (struct thread_info *)(current_top_of_stack() - THREAD_SIZE);
}

而thread_info的位置就是内核栈的最高位置，减去THREAD_SIZE，就到了thread_info的起始地址。

但是现在变成这样了，只剩下一个flags。

struct thread_info {
        unsigned long           flags;          /* low level flags */
};

那这时候怎么获取当前运行中的task_struct呢？current_thread_info有了新的实现方式。

在include/linux/thread_info.h中定义了current_thread_info。

#include <asm/current.h>
#define current_thread_info() ((struct thread_info *)current)
#endif

那current又是什么呢？在arch/x86/include/asm/current.h中定义了。

struct task_struct;


DECLARE_PER_CPU(struct task_struct *, current_task);


static __always_inline struct task_struct *get_current(void)
{
	return this_cpu_read_stable(current_task);
}


#define current get_current

到这里，你会发现，新的机制里面，每个CPU运行的task_struct不通过thread_info获取了，而是直接放在Per CPU 变量里面了。

多核情况下，CPU是同时运行的，但是它们共同使用其他的硬件资源的时候，我们需要解决多个CPU之间的同步问题。

Per CPU变量是内核中一种重要的同步机制。顾名思义，Per CPU变量就是为每个CPU构造一个变量的副本，这样多个CPU各自操作自己的副本，互不干涉。比如，当前进程的变量current_task就被声明为Per CPU变量。

要使用Per CPU变量，首先要声明这个变量，在arch/x86/include/asm/current.h中有：

DECLARE_PER_CPU(struct task_struct *, current_task);

然后是定义这个变量，在arch/x86/kernel/cpu/common.c中有：

DEFINE_PER_CPU(struct task_struct *, current_task) = &init_task;

也就是说，系统刚刚初始化的时候，current_task都指向init_task。

当某个CPU上的进程进行切换的时候，current_task被修改为将要切换到的目标进程。例如，进程切换函数__switch_to就会改变current_task。

__visible __notrace_funcgraph struct task_struct *
__switch_to(struct task_struct *prev_p, struct task_struct *next_p)
{
......
this_cpu_write(current_task, next_p);
......
return prev_p;
}

当要获取当前的运行中的task_struct的时候，就需要调用this_cpu_read_stable进行读取。

#define this_cpu_read_stable(var)       percpu_stable_op("mov", var)

好了，现在如果你是一个进程，正在某个CPU上运行，就能够轻松得到task_struct了。

总结时刻

这一节虽然只介绍了内核栈，但是内容更加重要。如果说task_struct的其他成员变量都是和进程管理有关的，内核栈是和进程运行有关系的。

我这里画了一张图总结一下32位和64位的工作模式，左边是32位的，右边是64位的。

在用户态，应用程序进行了至少一次函数调用。32位和64的传递参数的方式稍有不同，32位的就是用函数栈，64位的前6个参数用寄存器，其他的用函数栈。
在内核态，32位和64位都使用内核栈，格式也稍有不同，主要集中在pt_regs结构上。
在内核态，32位和64位的内核栈和task_struct的关联关系不同。32位主要靠thread_info，64位主要靠Per-CPU变量。

课堂练习

这一节讲函数调用的时候，我们讲了函数栈的工作模式。请你写一个程序，然后编译为汇编语言，打开看一下，函数栈是如何起作用的。

欢迎留言和我分享你的疑惑和见解，也欢迎你收藏本节内容，反复研读。你也可以把今天的内容分享给你的朋友，和他一起学习、进步。

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