Архитектура операционной системы UNIX - Морис Бах

С точки зрения реализации проще всего для копирования параметров в новый пользовательский контекст обратиться к стеку ядра. Однако, поскольку размер стека ядра, как правило, ограничивается системой, а также поскольку параметры функции exec могут иметь произвольную длину, этот подход следует сочетать с другими подходами. При рассмотрении других вариантов обычно останавливаются на способе хранения, обеспечивающем наиболее быстрый доступ к строкам. Если доступ к страницам памяти в системе реализуется довольно просто, строки следует размещать на страницах, поскольку обращение к оперативной памяти осуществляется быстрее, чем к внешней (устройству выгрузки).

После копирования параметров функции exec в системную память ядро отсоединяет области, ранее присоединенные к процессу, используя алгоритм detachreg. Несколько позже мы еще поговорим о специальных действиях, выполняемых в отношении областей команд. К рассматриваемому моменту процесс уже лишен пользовательского контекста и поэтому возникновение в дальнейшем любой ошибки неизбежно будет приводить к завершению процесса по сигналу. Такими ошибками могут быть обращение к пространству, не описанному в таблице областей ядра, попытка загрузить программу, имеющую недопустимо большой размер или использующую области с пересекающимися адресами, и др. Ядро выделяет и присоединяет к процессу области команд и данных, загружает в оперативную память содержимое исполняемого файла (алгоритмы allocreg, attachreg и loadreg, соответственно). Область данных процесса изначально поделена на две части: данные, инициализация которых была выполнена во время компиляции, и данные, не определенные компилятором («bss»). Область памяти первоначально выделяется для проинициализированных данных. Затем ядро увеличивает размер области данных для размещения данных типа «bss» (алгоритм growreg) и обнуляет их значения. Напоследок ядро выделяет и присоединяет к процессу область стека и отводит пространство памяти для хранения параметров функции exec. Если параметры функции размещаются на страницах, те же страницы могут быть использованы под стек. В противном случае параметры функции размещаются в стеке задачи.

В пространстве процесса ядро стирает адреса пользовательских функций обработки сигналов, поскольку в новом пользовательском контексте они теряют свое значение. Однако и в новом контексте рекомендации по игнорированию тех или иных сигналов остаются в силе. Ядро устанавливает в регистрах для режима задачи значения из сохраненного регистрового контекста, в частности первоначальное значение указателя вершины стека (sp) и счетчика команд (pc): первоначальное значение счетчика команд было занесено загрузчиком в заголовок файла. Для setuid-программ и для трассировки процесса ядро предпринимает особые действия, на которых мы еще остановимся во время рассмотрения глав 8 и 11, соответственно. Наконец, ядро запускает алгоритм iput, освобождая индекс, выделенный по алгоритму namei в самом начале выполнения функции exec. Алгоритмы namei и iput в функции exec выполняют роль, подобную той, которую они выполняют при открытии и закрытии файла; состояние файла во время выполнения функции exec похоже на состояние открытого файла, если не принимать во внимание отсутствие записи о файле в таблице файлов. По выходе из функции процесс исполняет текст новой программы. Тем не менее, процесс остается тем же, что и до выполнения функции; его идентификатор не изменился, как не изменилось и его место в иерархии процессов. Изменению подвергся только пользовательский контекст процесса.

main() {

 int status;

 if (fork() == 0) execl("/bin/date", "date", 0);

 wait(&status);

}

Рисунок 7.21. Пример использования функции exec

В качестве примера можно привести программу (Рисунок 7.21), в которой создается процесс-потомок, запускающий функцию exec. Сразу по завершении функции fork процесс-родитель и процесс-потомок начинают исполнять независимо друг от друга копии одной и той же программы. К моменту вызова процессом-потомком функции exec в его области команд находятся инструкции этой программы, в области данных располагаются строки «/bin/date» и «date», а в стеке — записи, которые будут извлечены по выходе из exec. Ядро ищет файл «/bin/date» в файловой системе, обнаружив его, узнает, что его может исполнить любой пользователь, а также то, что он представляет собой загрузочный модуль, готовый для исполнения. По условию первым параметром функции exec, включаемым в список параметров argv, является имя исполняемого файла (последняя компонента имени пути поиска файла). Таким образом, процесс имеет доступ к имени программы на пользовательском уровне, что иногда может оказаться полезным[23]. Затем ядро копирует строки «/bin/date» и «date» во внутреннюю структуру хранения и освобождает области команд, данных и стека, занимаемые процессом. Процессу выделяются новые области команд, данных и стека, в область команд переписывается командная секция файла «/bin/date», в область данных — секция данных файла. Ядро восстанавливает первоначальный список параметров (в данном случае это строка символов «date») и помещает его в область стека. Вызвав функцию exec, процесс-потомок прекращает выполнение старой программы и переходит к выполнению программы «date»; когда программа «date» завершится, процесс-родитель, ожидающий этого момента, получит код завершения функции exit.

Вплоть до настоящего момента мы предполагали, что команды и данные размещаются в разных секциях исполняемой программы и, следовательно, в разных областях текущего процесса. Такое размещение имеет два основных преимущества: простота организации защиты от несанкционированного доступа и возможность разделения областей различными процессами. Если бы команды и данные находились в одной области, система не смогла бы предотвратить затирание команд, поскольку ей не были бы известны адреса, по которым они располагаются. Если же команды и данные находятся в разных областях, система имеет возможность пользоваться механизмами аппаратной защиты области команд процесса. Когда процесс случайно попытается что-то записать в область, занятую командами, он получит отказ, порожденный системой защиты и приводящий обычно к аварийному завершению процесса.

#include ‹signal.h›

main() {

 int i, *ip;

 extern f(), sigcatch();

 ip = (int *)f; /* присвоение переменной ip значения адреса функции f */

 for (i = 0; i ‹ 20; i++) signal(i, sigcatch);

 *ip = 1; /* попытка затереть адрес функции f */

 printf("после присвоения значения ipn");

 f();

}

f() {}

sigcatch(n)

int n;

{

 printf("принят сигнал %dn", n);

 exit(1);

}

Рисунок 7.22. Пример программы, ведущей запись в область команд

В качестве примера можно привести программу (Рисунок 7.22), которая присваивает переменной ip значение адреса функции f и затем делает распоряжение принимать все сигналы. Если программа скомпилирована так, что команды и данные располагаются в разных областях, процесс, исполняющий программу, при попытке записать что-то по адресу в ip встретит порожденный системой защиты отказ, поскольку область команд защищена от записи. При работе на компьютере AT&T 3B20 ядро посылает процессу сигнал SIGBUS, в других системах возможна посылка других сигналов. Процесс принимает сигнал и завершается, не дойдя до выполнения команды вывода на печать в процедуре main. Однако, если программа скомпилирована так, что команды и данные располагаются в одной области (в области данных), ядро не поймет, что процесс пытается затереть адрес функции f. Адрес f станет равным 1. Процесс исполнит команду вывода на печать в процедуре main, но когда запустит функцию f, произойдет ошибка, связанная с попыткой выполнения запрещенной команды. Ядро пошлет процессу сигнал SIGILL и процесс завершится.

Расположение команд и данных в разных областях облегчает поиск и предотвращение ошибок адресации. Тем не менее, в ранних версиях системы UNIX команды и данные разрешалось располагать в одной области, поскольку на машинах PDP размер процесса был сильно ограничен: программы имели меньший размер и существенно меньшую сегментацию, если команды и данные занимали одну и ту же область. В последних версиях системы таких строгих ограничений на размер процесса нет и в дальнейшем возможность загрузки команд и данных в одну область компиляторами не будет поддерживаться.

Второе преимущество раздельного хранения команд и данных состоит в возможности совместного использования областей процессами. Если процесс не может вести запись в область команд, команды процесса не претерпевают никаких изменений с того момента, как ядро загрузило их в область команд из командной секции исполняемого файла. Если один и тот же файл исполняется несколькими процессами, в целях экономии памяти они могут иметь одну область команд на всех. Таким образом, когда ядро при выполнении функции exec отводит область под команды процесса, оно проверяет, имеется ли возможность совместного использования процессами команд исполняемого файла, что определяется «магическим числом» в заголовке файла. Если да, то с помощью алгоритма xalloc ядро ищет существующую область с командами файла или назначает новую в случае ее отсутствия (см. Рисунок 7.23).