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分类： LINUX
2010-08-15 14:38:48
接下来我们继续分析copy_process() 函数！
p->pid = pid;
p->tgid = p->pid;
新建进程的线程组号为新建进程的进程号！
这里有一个问题需要注意：
对于普通进程，线程组号tgid和进程号pid是相同的；对于拥有多个线程的进程来说，进程第一个创建的线程的线程组号tgid 和进程号pid相同，而随后创建的其他线程的tgid 为第一个创建线程的进程号pid。当我们调用sys_getpid()取得进程的进程号时，此函数返回的是当亲进程的线程组号tgid!
retval = copy_thread(0, clone_flags, stack_start, stack_size, p, regs);
为新建进程设置进程描述符中成员变量thread!该成员变量保存了重要的信息，进程使用的内核栈等信息
int copy_thread(int nr, unsigned long clone_flags, unsigned long esp,
unsigned long unused,
struct task_struct * p, struct pt_regs * regs)
{
struct pt_regs * childregs;
struct task_struct *tsk;
int err;
childregs = ((struct pt_regs *) (THREAD_SIZE + (unsigned long) p->thread_info)) - 1;
childregs指向新创建的进程的内核栈(栈底减去一个struct pt_regs 结构体的大小)
的内核栈处！
childregs = (struct pt_regs *) ((unsigned long) childregs - 8);
childregs再指向childregs减去8字节的内核栈
*childregs = *regs;
将之前设置的假的硬件上下文信息保存到新创建进程的内核栈中
此结构中保存着新创建进程的执行的代码指针
childregs->eax = 0;
将pt_regs结构中的eax字段设为0,这就是为什么fork()系统调用返回时子进程得到的返回值是0的原因。在新创建的进程得到处理器时，在执行真正的新创建进程的代码前，会把内核栈中pt_regs结构中内容弹出，而childregs->eax 被弹出到eax寄存器中，所以返回值是0
childregs->esp = esp;
根据参数esp更新新创建进程的继承自父进程的用户态栈栈指针esp,在新创建进程返
回到用户态时，其将作为新创建进程用户态栈的栈顶指针寄存器esp的值！
因为现在的情况是创建进程1，当最后执行iret指令后，从栈中弹出cs,ip以及EFLAGS
的内容，此时cpu检查并没有发生特权级的改变所以不会弹出ss,esp的内容！也就是
说进程1是一个内核态进程，根本就没有用户态!
p->thread.esp = (unsigned long) childregs;
更新新创建进程描述符的thread成员变量，用来保存进程的硬件上下文。在switch_to()执行进程切换时，会根据thread中内容来判断新进程的执行地址！
thread.esp为内核栈栈顶。当新建进程在内核态执行时，会根据此字段设置内核态栈。
p->thread.esp0 = (unsigned long) (childregs+1);
该成员变量指向内核态栈低减8字节。在通过中断门、陷阱门进入到内核态时，处理器的控制器会根据任务状态段esp0的值来设置内核态栈顶。
p->thread.eip = (unsigned long) ret_from_fork;
thread成员变量eip的值为标记ret_from_fork()的地址。在新创建进程获得处理器时，内核调度器schedule()会根据thread中的信息来设置硬件上下文，设置任务状态段中的内核态栈栈底字段ESP0为此处成员变量esp0的值；设置处理器的栈指针寄存器esp为此处的成员变量esp的值；设置eip为此处成员变量eip的值。在新创建进程获得处理器时，将从代码ret_from_fork()开始执行！
为了更好的分析栈中情况，图如下：
栈底的8字节空间废掉了，留作他用！
savesegment(fs,p->thread.fs);
savesegment(gs,p->thread.gs);
把fs,ds段寄存器内容保存到 thread中！
tsk = current;
if (unlikely(NULL != tsk->thread.io_bitmap_ptr)) {
p->thread.io_bitmap_ptr = kmalloc(IO_BITMAP_BYTES, GFP_KERNEL);
if (!p->thread.io_bitmap_ptr) {
p->thread.io_bitmap_max = 0;
return -ENOMEM;
}
memcpy(p->thread.io_bitmap_ptr, tsk->thread.io_bitmap_ptr,
IO_BITMAP_BYTES);
}
在父进程包含I/O访问许可权限位图的情况下，使新创建进程继承父进程的I/O访问许可权限位图！
/*
* Set a new TLS for the child thread?
*/
if (clone_flags & CLONE_SETTLS) {
struct desc_struct *desc;
struct user_desc info;
int idx;
err = -EFAULT;
if (copy_from_user(&info, (void __user *)childregs->esi, sizeof(info)))
goto out;
err = -EINVAL;
if (LDT_empty(&info))
goto out;
idx = info.entry_number;
if (idx < GDT_ENTRY_TLS_MIN || idx > GDT_ENTRY_TLS_MAX)
goto out;
desc = p->thread.tls_array + idx - GDT_ENTRY_TLS_MIN;
desc->a = LDT_entry_a(&info);
desc->b = LDT_entry_b(&info);
}
在参数clone_flags包含CLONE_SETTLS标记的情况下，设置进程的TLS
在此不详细分析！
err = 0;
out:
if (err && p->thread.io_bitmap_ptr) {
kfree(p->thread.io_bitmap_ptr);
p->thread.io_bitmap_max = 0;
}
return err;
返回错误号！
}
sched_fork(p);
初始化新建进程成员变量sched_info,设置运行状态为TASK_RUNNING;进程抢占标志设为1，禁止内核抢占，将父进程所剩时间片给子进程分配一半！
attach_pid(p, PIDTYPE_PID, p->pid);
attach_pid(p, PIDTYPE_TGID, p->tgid);
将新创建进程描述符添加到系统进程号的哈希表中，使得可通过进程号快速找到相应进程描述符地址！
fork_out:
if (retval)
return ERR_PTR(retval);
return p;
最后返回新创进程的进程描述符！
copy_process()函数结束后返回到do_fork()函数中！
在do_fork()中有这样一段代码：
if (!(clone_flags & CLONE_STOPPED))
wake_up_new_task(p, clone_flags);
else
p->state = TASK_STOPPED;
若含有CLONE_STOPPED 标记则将新创建进程状态设置为 TASK_STOPPED ，说明新创建的进程不会运行，除非有进程通过信号唤醒它！
若没有 把当前进程添加到当前处理器队列中！
马上进入wake_up_new_task()函数！
