[系统运维] Linux进程如何实现用户空间与内核空间的转换

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[系统运维]Linux进程如何实现用户空间与内核空间的转换

文章目录

为什么进程需要从用户态进入内核态？

这里我不去细细区分什么是属于内核空间，什么又是属于用户空间。我讲一个逻辑：在用户空间，我们对进程不加限制，想干啥干啥，如果此时所有的资源都处于用户空间中，那么如果进程对那种系统级的资源随意修改，显然极易造成系统的崩溃。但同时又要保证进程有着足够的自由度，不然不利于开发。所以内核空间的开辟就显得极为重要，我们将不能随意修改的资源，放入内核空间中，比并创建一些函数(我们可以把这些函数理解为一些具体的规则，为了防止不正规的操作) ，当进程进入内核空间，也只能在一定规则之内比内核资源进行操作)。

用户态进入内核态的三种场景

1、系统调用(软中断)

2、异常

3、硬件中断

系统调用

1、系统调用实际上是发出一个int 80 的软中断，并给出系统调用号

2、内核响应80中断，调用syscall中断处理函数

3、然后调用GET_THREAD_INFO(%ebp), 获得thread_info结构体，就拿到了内核栈空间

4、此时进入内核栈，保存应用程序栈空间，返回时恢复使用

5、后续根据获得的系统调用号，进入不同的处理函数

．．从这里我们也可以看出，进程进入内核空间的操作，都是有明确清晰的路径，其并不可以在内核空间中为所欲为，这也保证了，虽说，所有进程共同使用内核空间，但进程在内核空间操作都是通过系统的处理函数，在规则之内进行。这也就保证了操作的安全性
　　而每一个系统调用背后的功能都涉及到对应的资源管理和进程控制, 这些指令都是一些特权指令, 所以需要进行用户态到内核态的改变
　　这样可以保证系统的稳定性和安全性，防止用户进行非法操作。

系统调用按功能分配分为如下几种

在这里插入图片描述

用户态进入内核态的具体实现

1、用户运行C库函数fork()。函数里面会执行int 0x80指令。
　　在执行中断指令之前会先把系统调用号保存在eax寄存器中
　　然后才会去执行int 0x80指令
２、查找中断向量表，找到80号中断对应的中断处理程序
　　处理器临时保存用寄存器中SS和ESP的值，记作SS_old,ESP_old
　　从TSS中找到当前程序对应的内核栈加载到寄存器SS和ESP中
３、在内核栈中一次性压入用户状态寄存器SS_old、ESP_old、eflags、cs、ip
　　进入中断处理程序（切换cs和ip）(完成用户态到内核太切换)
　　执行中断处理程序（system_call）
　　检查系统调用号（存于eax中）的有效性
　　将ds，es，fs，edx，ecx，ebx等寄存器压入内核栈
　　根据系统调用号（2）从系统调用表上找到系统调用sys_fork()
　　执行系统调用sys_fork()
　　将内核栈的数据弹出到ds，es，fs，edx，ecx，ebx等寄存器中（数据寄存器和段寄存器）
　　中断返回iret
　　由CPU硬件完成SS_old、ESP_old、eflags、cs、ip弹出到指定寄存器。

总结： 1、通过eax寄存器保存系统调用号，在内核中根据这个系统调用号找到对应的系统调用函数。2、切换前,用户态进程用的所有寄存器都已保存在内核态堆栈，这也包括ss和esp这对寄存器的内容(ss和esp寄存器中的内容决定进程处于用户栈还是内核栈，关于堆栈请看下一节)。3、返回时，将开始保存的各个寄存器进行恢复，包括数据寄存器，段寄存器，状态寄存器，堆栈指针寄存器等

用户栈和内核栈

1、每个进程被创时，
在生成task_struct的同时，生成两个栈，
用户栈，位于用户地址空间；
内核栈，位于内核空间。
当进程在用户地址空间中执行的时候，使用的是用户栈，CPU堆栈指针寄存器中存的是用户栈的地址；
当进程在内核空间执行时，CPU堆栈指针寄存器中放的是内核栈的地址。

2、当位于用户空间的进程系统调用时，它会陷入内核，让内核代其执行。
进程用户栈的地址会被存进内核栈中，CPU堆栈指针寄存器中的内容也会变为内核栈的地址。
系统调用执行完，进程从内核栈找到用户栈地址，继续在用户空间中执行，此时CPU堆栈指针寄存器就变为了用户栈的地址

异常和硬件中断

硬件中断是指外部硬件产生的一个电信号从CPU的引脚进入打断CPU的运行。

异常是指软件运行的过程中，发生一些必须做处理事件，CPU自动产生一个陷入来打断CPU的运行。异常在处理的时候必须考虑与处理器的时钟同步，实际上异常也称为同步中断，在处理器执行到因编译错误而导致的错误指令，或者在执行期间出现特殊错误，必须依靠内核处理的时候，处理器就会产生一个异常

无论是异常，系统调用还是硬件中断，进入如内核的过程可以由一张流程图所示，如下

1、CPU每次执行完一条指令后，总会先检查有无中断请求，无则执行下一条指令，有则在总线上读取中断向量号
2、通过查找IDT表定位到该中断向量号对应的中断描述符。
3、设当前进程的代码段特权级为CPL，找到的中断描述符的特权级为DPLd，中断服务程序所在段的特权级为DPLs,中断的特权级检查有两道关卡，只有通过了这两道检查后才能进入中断服务函数
　　CPL与DPLs进行比较，若CPL>=DPLs则检查通过，否则异常
　　CPL与DPLd进行比较，若CPL<=DPLd则检查通过，否则异常
第一次比较一般都能通过，因为中断服务函数所在段都是内核代码段，所以DPLs为0；而大多数中断描述符的特权级是为0，只有CPL=0时才能让CPL<=DPLd成立，即大多数情况下能通过第二次比较的只有内核代码段。所以Linux中提供了少量的中断描述符的特权级为3，这些中断描述符对应的中断向量号分别是0x03,0x04,0x05,x080。对应的四个终端服务函数分别为断点，溢出，边界检查，系统调用。

4、如果此时处于用户态，则通过当前线程的数据结构找到内核栈地址，从CPU唯一的TSS段找到该内核栈的栈顶指针esp0，然后即可将用户态下的CPU各个寄存器保存到内核栈中。

5、如果此时处于内核态，那么需要保存当前进程的状态信息

6、CPU利用中断服务程序的段描述符将其第一条指令的地址加载到cs和eip寄存器中，开始执行中断服务程序。