内核线程的fork与普通的fork的区别

我们在学习操作系统课程的时候，应该都学过fork的概念。fork是一个系统调用，用于将当前进程/线程分裂成完全相同的两个。

在网络上，很多关于fork的文章都大同小异，讲的都是很通用的fork的原理以及大致的过程。但是，大家有没有想过一个问题：用户程序调用fork()和内核下调用fork()，背后的逻辑是不一样的。咱平时如果没有真的去写操作系统的话，应该不会意识到这个问题。

虚拟地址空间分布

首先，我们先来了解一下进程的虚拟地址空间是怎么分布的：

虚拟地址空间的高地址部分为内核空间，低地址部分为用户空间。各个进程之间的内核空间是共享的，只有用户空间才是独占的。

每个进程都有1个内核栈，这个内核栈位于内核空间。并且，每个进程还有一个用户栈，位于低地址部分。

当进程陷入内核态的时候，将会使用内核栈进行处理，当返回用户态的时候，又会换回去，使用用户栈。

需要注意的是，用户栈在用户空间的映射是由操作系统指定的，父子进程的用户栈的虚拟地址是相同的。而父子进程的内核栈的虚拟地址则是不同的。

用户态进程调用fork()

网络上的文章一般描述的是用户态下的fork。用户态的fork是这样的一个过程：

 

首先，用户进程发起系统调用，陷入内核态。然后在fork系统调用的函数里面，操作系统将会初始化pcb、线程结构体、对用户空间的内存的拷贝，最后把子进程加入调度队列。

这里“内存拷贝”这一点就是关键所在，也是众多文章没有提及的部分。

在用户态的fork中，由于用户进程的栈空间位于就是位于用户空间之中，并且用户栈一般是位于操作系统指定的地址上，不同的进程的用户栈的基地址相同。又由于进程在返回用户态的时候，内核栈是空的，因此，我们只需要将用户空间进行拷贝，当子进程返回用户态的时候，自然就能执行。这是理所当然的事情。

内核态进程的fork

对于在内核态下运行进程而言，其具有在低地址空间的进程的栈，也具有高地址空间部分的内核栈。进程正常运行时，使用其低地址空间部分的栈，发起了系统调用之后，则会使用其高地址空间的内核栈。内核态进程的fork和用户进程的fork是相同的。

内核线程的fork

讲了这么久，这才轮到我们的主角：内核线程。内核线程的fork的过程与前面提到的两者是不同的。

首先，我们需要认识一下内核线程。内核线程是内核中的一些线程，他们共用同一个虚拟地址空间。并且，他们运行时所使用的栈只有内核栈。也就是说，父进程在系统调用返回的时候，并不会执行切换到用户栈的操作（因为根本不存在）！

那么，这样对我们的fork有什么影响呢？

必须拷贝内核栈

由于我们的内核线程只使用内核栈，那就意味着，fork()系统调用到来时，内核栈中除了系统调用的栈帧以外，还会有其他内容！我们必须拷贝内核栈！

 

如上图所示，如果是用户进程/内核进程的fork，由于其在发起fork()调用之前，他们一直工作在自己的用户空间的栈上，内核栈是空的。发起fork系统调用后，内核栈中才会被压入一个fork调用所在的栈帧。由于进程最终都要返回到其用户栈上，且离开内核的时候，内核栈必须为空。因此我们不需要拷贝内核栈的内容，只需要拷贝用户栈的内容。而用户栈就是位于用户空间内，因此对用户空间的整体拷贝就能完成整个操作。

而内核线程不存在用户栈，其所有运行操作都是在内核栈上进行的，因此在发起fork调用之后，fork调用所在的栈帧不是位于内核栈的底部。由于fork返回后，计算机需要执行内核栈中已有栈帧的内容，因此我们需要拷贝内核栈。

必须重写子进程的栈帧

看了上面之后，可能很多人就会觉得，那不就是直接拷贝内核栈，然后子进程返回的时候直接切换到新的内核栈不就好了吗？这就是一个很大的误区。

如果真的是直接拷贝栈，然后换栈的话，就必然会出错。

再回到文章开头的“虚拟地址空间分布”部分讲的，“父子进程的内核栈的虚拟地址是不同的”。这句话非常重要。内核栈一般是从slab分配器中分配得来的一块内存地址，而且我们也不能仿照对用户进程的操作那样，将每个内核线程的内核栈映射到相同的地址处（这显然是不可行的）。

父子进程的内核栈的虚拟地址的不同，使得我们必须重写栈帧中的内容。这是为什么呢？首先我们需要理解栈帧的结构：

 当发生函数调用时，处理器会把当前当前函数的返回地址、栈基址寄存器的值压入栈中。返回地址指的是，被调用的函数返回时，将会从哪个位置开始执行。栈基址寄存器值则指的是当前栈帧的基地址。注意，不是内核栈的基地址，这是很多人的一个误区。

每个栈帧的大小是不相同的，处理器是通过这个值来区分不同的栈帧的。当要弹出一个栈帧时，处理器把这个值赋值给栈指针寄存器，这样就找到了上一个栈帧的起始地址。同样的，上一个栈帧的起始地址部分存的值，就是再上一个栈帧的起始的值。

明白了处理器是如何在栈帧之间跳转之后，我们就能明白为什么必须重写内核栈的栈帧了：直接拷贝内核栈后，新的内核栈中的每个栈帧内的“栈基址寄存器值”的内容仍然是父进程的内核栈的地址。因此我们需要重写这个值，让它指向新的内核栈中的对应地址，这样才是正确的。

重写的方法不难，但是有点绕口：

计算子线程栈帧中某个位置A的栈基址寄存器值B相对于父线程的栈底的偏移量delta，然后使用子线程的栈底的地址C减去delta，得到子线程的该栈帧中的栈基址寄存器值D，并将D填写到位置A中。

然后，将D赋值给A，重复上述过程，直到子线程中的所有的栈基址寄存器值被重写。

最后，把子线程的fork()栈帧中的栈指针进行重写，子线程的内核栈就处理完成了。剩余的步骤就和普通的fork没有区别了。

重写的部分，比较拗口，因此在这里放对应的代码，帮助理解：

代码的对应链接在这里：DragonOS/process.c at aa7dc4daa5e7f1cc165a9985773e2d2cb23a7281 · fslongjin/DragonOS · GitHub

 
/**
 * @brief 重写内核栈中的rbp地址
 *
 * @param new_regs 子进程的reg
 * @param new_pcb 子进程的pcb
 * @return int
 */
static int process_rewrite_rbp(struct pt_regs *new_regs, struct process_control_block *new_pcb)
{
 
    uint64_t new_top = ((uint64_t)new_pcb) + STACK_SIZE;
    uint64_t old_top = (uint64_t)(current_pcb) + STACK_SIZE;
 
    uint64_t *rbp = &new_regs->rbp;
    uint64_t *tmp = rbp;
 
    // 超出内核栈范围
    if ((uint64_t)*rbp >= old_top || (uint64_t)*rbp < (old_top - STACK_SIZE))
        return 0;
 
    while (1)
    {
        // 计算delta
        uint64_t delta = old_top - *rbp;
        // 计算新的rbp值
        uint64_t newVal = new_top - delta;
 
        // 新的值不合法
        if (unlikely((uint64_t)newVal >= new_top || (uint64_t)newVal < (new_top - STACK_SIZE)))
            break;
        // 将新的值写入对应位置
        *rbp = newVal;
        // 跳转栈帧
        rbp = (uint64_t *)*rbp;
    }
 
    // 设置内核态fork返回到enter_syscall_int()函数内的时候，rsp寄存器的值
    new_regs->rsp = new_top - (old_top - new_regs->rsp);
    return 0;
}

小结

小结一下，内核线程由于其在fork返回之后，仍然使用内核栈，而父子线程的内核栈的地址不同，导致拷贝栈帧后，需要重写子进程内核栈中每个栈帧内保存的栈基址寄存器值，使其能够正常运行。

用户进程/内核进程的fork不需要这样操作的原因则是，他们在fork返回后，内核栈是空的。并且，平时运行的时候，具有独立的用户地址空间，运行时的用户栈都被映射到了相同的虚拟地址处，因此不需要重写也能正常运行。

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