一:前言
上个星期同事无意间说起,在用核中创建的用户空间进程中,使用printf不能显示的问题.这个问题我当时一时半会没有解释清楚.现在就从linux kernel的源代码的角度来分析该问题的原因所在.
二:fork()与execve()中stderr,stdio.stdout的继承关系
其实用继承这个词好像不太准确,要准确一点,可能复制更适合.
首先有二点:
1:父进程fork出子进程后,是共享所有文件描述符的(实际上也包括socket)
2:进程在execve后,除了用O_CLOEXEC标志打开的文件外,其它的文件描述符都是会复制到下个执行序列(注意这里不会产生一个新进程,只是将旧的进程替换了)
下面我们从代码中找依据来论证以上的两个观点.
对于第一点:
我们在分析进程创建的时候,已经说过,如果父过程在创建子进程的时候带了CLONE_FILES标志的时候,会和父进程共享task->files.如果没有定义,就会复制父进程的task->files.无论是哪种情况,父子进程的环境都是相同的.
代码如下:
static int copy_files(unsigned long clone_flags, struct task_struct * tsk)
{
struct files_struct *oldf, *newf;
int error = 0;
oldf = current->files;
if (!oldf)
goto out;
if (clone_flags & CLONE_FILES) {
atomic_inc(&oldf->count);
goto out;
}
tsk->files = NULL;
newf = dup_fd(oldf, &error);
if (!newf)
goto out;
tsk->files = newf;
error = 0;
out:
return error;
}
从上面的代码可以看出.如果带CLONE_FILES标志,只是会增加它的引用计数.否则,打开的文件描符述会全部复制.
对于二:
我们之前同样也分析过sys_execve().如果有不太熟悉的,到本站找到相关文章进行阅读.在这里不再详细说明整个流程.相关代码如下:
static void flush_old_files(struct files_struct * files)
{
long j = -1;
struct fdtable *fdt;
spin_lock(&files->file_lock);
for (;;) {
unsigned long set, i;
j++;
i = j * __NFDBITS;
fdt = files_fdtable(files);
if (i >= fdt->max_fds)
break;
set = fdt->close_on_exec->fds_bits[j];
if (!set)
continue;
fdt->close_on_exec->fds_bits[j] = 0;
spin_unlock(&files->file_lock);
for ( ; set ; i++,set >>= 1) {
if (set & 1) {
sys_close(i);
}
}
spin_lock(&files->file_lock);
}
spin_unlock(&files->file_lock);
}
该函数会将刷新旧环境的文件描述符信息.如果该文件描述符在fdt->close_on_exec被置位,就将其关闭.
然后,我们来跟踪一下,在什么样的情况下,才会将fdt->close_on_exec的相关位置1.
在sys_open() à get_unused_fd_flags():
int get_unused_fd_flags(int flags)
{
……
…….
if (flags & O_CLOEXEC)
FD_SET(fd, fdt->close_on_exec);
else
FD_CLR(fd, fdt->close_on_exec);
……
}
只有在带O_CLOEXEC打开的文件描述符,才会在execve()中被关闭.
三:用户空间的stderr,stdio.stdout初始化
论证完上面的二个观点之后,后面的就很容易分析了.我们先来分析一下,在用户空间中,printf是可以使用的.哪它的stderr,stdio.stdout到底是从哪点来的呢?
我们知道,用户空间的所有进程都是从init进程fork出来的.因此,它都是继承了init进程的相关文件描述符.
因此,问题都落在,init进程的stderr,stdio.stdout是在何时被设置的?
首先,我们来看一下内核中的第一个进程.它所代码的task_struct结构如下所示:
#define INIT_TASK(tsk) \
{ \
.state = 0, \
.stack = &init_thread_info, \
.usage = ATOMIC_INIT(2), \
.flags = 0, \
.lock_depth = -1, \
.prio = MAX_PRIO-20, \
.static_prio = MAX_PRIO-20, \
.normal_prio = MAX_PRIO-20, \
.policy = SCHED_NORMAL, \
.cpus_allowed = CPU_MASK_ALL, \
…….
.files = &init_files, \
……
}
它所有的文件描述符信息都是在init_files中的,定义如下:
static struct files_struct init_files = INIT_FILES;
#define INIT_FILES \
{ \
.count = ATOMIC_INIT(1), \
.fdt = &init_files.fdtab, \
.fdtab = INIT_FDTABLE, \
.file_lock = __SPIN_LOCK_UNLOCKED(init_task.file_lock), \
.next_fd = 0, \
.close_on_exec_init = { { 0, } }, \
.open_fds_init = { { 0, } }, \
.fd_array = { NULL, } \
}
我们从这里可以看到,内核的第一进程是没有带打开文件信息的.
我们来看一下用户空间的init进程的创建过程:
Start_kernel() -à rest_init()中代码片段如下:
static void noinline __init_refok rest_init(void)
__releases(kernel_lock)
{
int pid;
kernel_thread(kernel_init, NULL, CLONE_FS | CLONE_SIGHAND);
numa_default_policy();
pid = kernel_thread(kthreadd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES);
kthreadd_task = find_task_by_pid(pid);
unlock_kernel();
/*
* The boot idle thread must execute schedule()
* at least once to get things moving:
*/
init_idle_bootup_task(current);
preempt_enable_no_resched();
schedule();
preempt_disable();
/* Call into cpu_idle with preempt disabled */
cpu_idle();
}
该函数创建了两个进程,然后本进程将做为idle进程在轮转.
在创建kernel_init进程的时候,带的参数是CLONE_FS | CLONE_SIGHAND.它没有携带CLONE_FILES标志.也就是说,kernel_init中的文件描述符信息是从内核第一进程中复制过去的.并不和它共享.以后,kernel_init进程中,任何关于files的打开,都不会影响到父进程.
然后在kernel_init() à init_post()中有:
static int noinline init_post(void)
{
……
……
if (sys_open((const char __user *) "/dev/console", O_RDWR, 0) < 0)
printk(KERN_WARNING "Warning: unable to open an initial console.\n");
(void) sys_dup(0);
(void) sys_dup(0);
……
……
run_init_process(XXXX);
}
从上面的代码中可以看到,它先open了/dev/console.在open的时候,会去找进程没使用的最小文件序号.而,当前进程没有打开任何文件,所以sys_open()的时候肯定会找到0.然后,两次调用sys_dup(0)来复制文件描述符0.复制后的文件找述符肯定是1.2.这样,0.1.2就建立起来了.
然后这个进程调用run_init_process() à kernel_execve()将当前进程替换成了用户空间的一个进程,这也就是用户空间init进程的由来.此后,用户空间的进程全是它的子孙进程.也就共享了这个0.1.2的文件描述符了.这也就是我们所说的stderr.stdio,stdout.
从用户空间写个程序测试一下:
#include
#include
#include
#include
#include
main()
{
int ret;
char *ttyname0,*ttyname1,*ttyname2;
ttyname0 = ttyname(0);
ttyname1 = ttyname(1);
ttyname2 = ttyname(2);
printf(“file0 : %s\n”,ttyname0);
printf(“file1 : %s\n”,ttyname1);
printf(“file2 : %s\n”,ttyname2);
return;
}
运行这个程序,我们会看到,0,1,2描述符的信息全为/dev/consle.
四:内核创建用户空间进程的过程
在内核中创建用户空间进程的相应接口为call_usermodehelper().
实现上,它将要创建的进程信息链入一个工作队列中,然后由工作队列处理函数调用kernel_thread()创建一个子进程,然后在这个进程里调用kernel_execve()来创建用户空间进程.
在这里要注意工作队列和下半部机制的差别.工作队列是利用一个内核进程来完成工作的,它和下半部无关.也就是说,它并不在一个中断环境中.
那就是说,这样创建出来的进程,其实就是内核环境,它没有打开0,1.2的文件描述符.
可能也有人会这么说:那我就不在内核环境下创建用户进程不就行了?
例如,我在init_module的时候,创建一个内核线程,然后在这个内核线程里,kernel_execve()一个用户空间进程不就可以了吗?
的确,在这样的情况下,创建的进程不是一个内核环境,因为在调用init_module()的时候,已经通过系统调用进入kernel,这时的环境是对应用户进程环境.但是别忘了.在系统调用环境下,再进行系统调用是不会成功的(kernel_execve也对应一个系统调用.)
举例印证如下:
Mdoule代码:
#include
#include
#include
#include
#include
#include
MODULE_LICENSE("GPL");
MODULE_AUTHOR( "ericxiao:xgr178@163.com" );
static int exeuser_init()
{
int ret;
char *argv[] =
{
"/mnt/hgfs/vm_share/user_test/main",
NULL,
};
char *env[] =
{
"HOME=/",
"PATH=/sbin:/bin:/usr/sbin:/usr/bin",
NULL,
};
printk("exeuser_init ...\n");
ret = call_usermodehelper(argv[0], argv, env,UMH_WAIT_EXEC);
return 0;
}
static int exeuser_exit()
{
printk("exeuser_exit ...\n");
return 0;
}
module_init(exeuser_init);
module_exit(exeuser_exit);
用户空间程序代码:
#include
#include
#include
#include
#include
#include
int main(int argc,char *argv[],char *env[])
{
int i;
int fd;
int size;
char *tty;
FILE *confd;
char printfmt[4012];
system("echo i am coming > /var/console");
for(i=0; env[i]!=NULL;i++){
sprintf(printfmt,"echo env[%d]:%s. >>/var/console",i,env[i]);
system(printfmt);
}
for(i=0; i
sprintf(printfmt,"echo arg[%d]:%s. >>/var/console",i,argv[i]);
system(printfmt);
}
tty = ttyname(0);
if(tty == NULL)
system("echo tty0 is NULL >> /var/console");
else{
sprintf(printfmt,"echo ttyname0 %s. >>/var/console",tty);
system(printfmt);
}
tty = ttyname(1);
if(tty == NULL)
system("echo tty1 is NULL >> /var/console");
else{
sprintf(printfmt,"echo ttyname1 %s. >>/var/console",tty);
system(printfmt);
}
tty = ttyname(2);
if(tty == NULL)
system("echo tty2 is NULL >> /var/console");
else{
sprintf(printfmt,"echo ttyname2 %s. >>/var/console",tty);
system(printfmt);
}
tty = ttyname(fd);
if(tty == NULL)
system("echo fd is NULL >> /var/console");
else{
sprintf(printfmt,"echo fd %s. >>/var/console",tty);
system(printfmt);
}
return 0;
}
插入模块过后,调用用户空间的程序,然后这个程序将进程环境输出到/var/console中,完了可以看到.这个进程输出的0,1,2描述符信息全部NULL.
千万要注意,在测试的用户空间程序,不能打开文件.这样会破坏该进程的原始文件描述符环境(因为这个问题.狠调了一个晚上,汗颜…).
这样.用户空间的printf当然就不能打印出东西了.
四:小结
一个小问题.却能引申这么多东西,看来以后不能放过工作和学习中的任何一个问题.刨根到底,总会有收获的.
阅读(314) | 评论(0) | 转发(0) |
