BUAA_OS lab3 難點梳理

實驗難點

進程創建

對於初始化部分，首先需要在pmap.c中修改mips_vm_init()函數，為envs開空間，並map到UENVS空間。

其次，模仿page_init()的做法，將空閑進程控制塊串成env_free_list。

至此沒有什么理解上的難度。

 

進程部分的難點，主要在於進程創建流程的理解。進程創建的流程為：

1. 從env_free_list中獲取一個空的PCB

2. 初始化進程控制塊

3. 為進程分配資源

4. 從空閑鏈表中移出，開始執行

 

STEP1&2

env_alloc()函數清晰地展現了這一進程的前兩步，我們以此展開分析。

 int
 env_alloc(struct Env **new, u_int parent_id)
 {
     int r;
     struct Env *e;
 ​
     /*Step 1: Get a new Env from env_free_list*/
     if(LIST_EMPTY(&env_free_list)){
         *new=NULL;
         return -E_NO_FREE_ENV;
     }
     e = LIST_FIRST(&env_free_list);
 ​
     /*Step 2: Call certain function(has been completed just now) to init kernel memory layout for this new Env.
      *The function mainly maps the kernel address to this new Env address. */
     
     r = env_setup_vm(e);
     if(r<0){
         return r;
     }
 ​
     /*Step 3: Initialize every field of new Env with appropriate values.*/
     e->env_id=mkenvid(e);
     e->env_parent_id=parent_id;
     e->env_status=ENV_RUNNABLE;
 ​
     /*Step 4: Focus on initializing the sp register and cp0_status of env_tf field, located at this new Env. */
     e->env_tf.cp0_status = 0x10001004;
     e->env_tf.regs[29]=USTACKTOP;
 ​
 ​
     /*Step 5: Remove the new Env from env_free_list. */
     LIST_REMOVE(e,env_link);
     *new=e;
     return 0;
 ​
 }

首先，從env_free_list中取出一個空PCB。

然后調用env_setup_vm()函數，該函數的主要作用是初始化新進程的空間。具體實現如下：

static int
 env_setup_vm(struct Env *e)
 {
 //printf("start_env_setup_vm\n");
     int i, r;
     struct Page *p = NULL;
     Pde *pgdir;
 ​
     /* Step 1: Allocate a page for the page directory
      * using a function you completed in the lab2 and add its pp_ref.
      * pgdir is the page directory of Env e, assign value for it. */
     r = page_alloc(&p);
     if (r < 0) {
         panic("env_setup_vm - page alloc error\n");
         return r;
     }
     p->pp_ref++;
     pgdir = (Pde *)page2kva(p);
     /*Step 2: Zero pgdir's field before UTOP. */
     for(i=0;i<PDX(UTOP);i++){
         pgdir[i]=0;
     }
     
     /*Step 3: Copy kernel's boot_pgdir to pgdir. */
 ​
     /* Hint:
      *  The VA space of all envs is identical above UTOP
      *  (except at UVPT, which we've set below).
      *  See ./include/mmu.h for layout.
      *  Can you use boot_pgdir as a template?
      */
     for(i=PDX(UTOP);i<=PDX(~0);i++){
         pgdir[i]=boot_pgdir[i];
     }
     e->env_pgdir = pgdir;
     e->env_cr3 = PADDR(pgdir);
     // UVPT maps the env's own page table, with read-only permission.
     e->env_pgdir[PDX(UVPT)]  = e->env_cr3 | PTE_V|PTE_R;
 //  printf("end_setup_vm\n");
     return 0;
 }

首先我們要明確，每個進程都有自己的頁表

在這個函數中，首先調用page_alloc()為該進程分配一個頁目錄頁。獲取該頁的虛擬地址為pgdir的虛擬地址（至於為什么是虛擬地址，lab2中已有說明）。

接下來，需要將內核部分的頁表進行拷貝。這是因為每個進程都有自己單獨的頁表，這個頁表會映射完整的4G空間。但由於實驗中采用的是2G+2G的模式，對於所有進程而言，用戶態是不同的，但內核態部分是相同的（共享）。所以，所有進程的頁表的內核2G部分都是完全相同的

完成頁表拷貝之后，需要對PCB中相應值進行設置。然后回到env_alloc()。

接下來需要設置PCB中的某些值，其中尤其要注意的是e->env_tf.cp0_status。該設置使得能正常相應中斷。然后將該進程從空閑列表中移出。

至此，創建進程的前兩步完成。

STEP3&4

創建進程第三步，本質上也就是加載二進制鏡像，在lab3中涉及三個函數，主要步驟如下：

1. load_icode()函數，初始化一個棧，然后調用load_elf()函數。

2. load_elf()負責解析ELF文件的字段，並調用load_icode_mapper()函數。

3. load_icode_mapper()則根據傳入的參數將ELF文件內容加載進內存。

4. 返回load_icode()函數后，設置pc寄存器值，使得能正常進入執行

這一部分也沒有很復雜的邏輯，但是難在load_icode_mapper()函數的實現。

首先來看一個指導書中的圖，可以說是活命必需品：

難點就在於，需要處理情況種類較多，需要重合考慮va是否對齊；bin_size結尾處是否對齊；sgsize結尾處是否對齊。

 

進程運行和切換

這一部分涉及函數為env_run()。其作用為保存當前進程上下文+恢復啟動進程上下文

void
 env_run(struct Env *e)
 {
     /*Step 1: save register state of curenv. */
     /* Hint: if there is an environment running, you should do
     *  switch the context and save the registers. You can imitate env_destroy() 's behaviors.*/
 //  printf("start run\n");
     struct Trapframe *old;
     old = (struct Trapframe *)(TIMESTACK - sizeof(struct Trapframe));
 ​
     if(curenv!=NULL){
         curenv->env_tf=*old;
         curenv->env_tf.pc=curenv->env_tf.cp0_epc;
     }
 ​
     /*Step 2: Set 'curenv' to the new environment. */
     //printf("start curenv=e\n");
     curenv=e;
     curenv->env_status=ENV_RUNNABLE;
     /*Step 3: Use lcontext() to switch to its address space. */
 //  printf("start lcontext\n");
     lcontext((int)e->env_pgdir);
     
     /*Step 4: Use env_pop_tf() to restore the environment's
      * environment   registers and return to user mode.
      *
      * Hint: You should use GET_ENV_ASID there. Think why?
      * (read <see mips run linux>, page 135-144)
      */
 //  printf("start pop tf\n");
     env_pop_tf(&curenv->env_tf, GET_ENV_ASID(curenv->env_id));
     printf("end run\n");
 }

首先，我們取出old，及當前環境上下文（寄存器的值等）。

然后將當前環境保存進當前進程的env_tf中，並當前進程的pc設置為cp0_epc，讓其陷入中斷。

到這里，保存現場的任務完成，可以將curenv設置為下一進程e。

最后，調用env_pop_tf()恢復現場。

在進程切換過程中，最難理解的就是TIMESTACK的含義。我認為TIMESTACK是時鍾棧，存儲時鍾中斷的時候存的trapframe。進入時鍾中斷后，把TIMESTACK的值賦值給寄存器們，再執行中斷處理。而KERNEL_SP應當是系統調用后的存儲區。

有關TIMESTACK，還有個很難理解的地方，在以下函數中：

 

 void
 env_destroy(struct Env *e)
 {
     /* Hint: free e. */
     env_free(e);
 ​
     /* Hint: schedule to run a new environment. */
     if (curenv == e) {
         curenv = NULL;
         /* Hint:Why this? */
         bcopy((void *)KERNEL_SP - sizeof(struct Trapframe),
               (void *)TIMESTACK - sizeof(struct Trapframe),
               sizeof(struct Trapframe));
         printf("i am killed ... \n");
         sched_yield();
     }
 }

 

為什么要在destroy進程的時候，將KERNEL_SP的tf拷貝到TIMESTACK中？百思不得其解。

個人想法是，在調用sched_yield()獲取下一個要執行的進程之前，要將環境恢復到調用當前進程之前的環境。

也可能和kill到最后一個進程的時候要恢復到最初狀態有關。

 

中斷異常

中斷一場部分代碼量較小，主要需要理解的是遇到中斷異常后函數的調用關系。

1. 跳轉到.text.exc_vec3代碼段

2. 根據時鍾中斷，分發handle_ int函數來處理時鍾中斷

3. timer_ irq 里跳轉到sched_ yield，選擇下一個進程執行。

調度函數的實現根據注釋來也沒有大問題。但是在后期lab4-extra的時候可能會由於調度錯誤導致無法通過，所以需要盡量保證情況周全。

 

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