Mit6.828/6.S081 fall 2019的Lab1是Unix utilities，主要內容為利用xv6的系統調用實現sleep、pingpong、primes、find和xargs等工具。本文對各程序的實現思路及xv6的系統調用流程進行詳細介紹。
前言
在實驗之前，推薦閱讀一下官網LEC1中提供的資料。其中Introduction是對該課程的的概述，examples則是幾個系統編程的樣例，這兩部分快速瀏覽一遍即可。對於xv6 book的第一章，則建議稍微細致地閱讀一遍，特別是對fork()、exec()、pipe()、dup()這幾個系統調用的介紹，會在后面實驗中用到。
實驗環境搭建參考上一篇文章。進入xv6-riscv-fall19項目后可以看到兩個比較重要的目錄：kernel為xv6內核源碼，里面除了os工作的核心代碼（如進程調度），還有向外提供的接口（system call）；user中則是用戶程序，如我們熟悉的ls，echo命令等。本次實驗的目的就是在user中增加用戶程序，借助kernel中提供的system call來實現所需的功能。
實驗思路
每一個Lab需要在對應的分支編寫代碼，進入xv6-riscv-fall19目錄下，使用git checkout util切換到util分支，即可開始編寫我們的程序。下面主要提供實現思路，具體實驗代碼請參考Github。
實驗完成后使用make grade可以執行單元測試進行評分，會以gdb-server模式啟動qemu，並在gradelib.py中模擬gdb-client對我們的程序進行測試。如果在make grade時報錯Timeout! Failed to connect to QEMU，可以將gradelib.py的325行改為self.sock.connect(("127.0.0.1", port))。
sleep
sleep功能為使進程睡眠若干個時鍾周期（xv6中一個tick為100ms），首先創建user/sleep.c源文件，引入user.h頭文件，系統調用和工具函數都定義在該文件里。核心代碼如下：
sleep(atoi(argv[1]));
完成編寫后，在Makefile的UPROGS中追加一行$U/_sleep\。輸入make qemu進行編譯，成功后進入shell，輸入sleep 10，如果進程睡眠了大約1s，則表示程序編寫正確。
pingpong
功能是父進程通過管道向子進程發送1字節，子進程收到后向父進程回復1字節。
由於管道是單向流動的，所以兩次調用pipe()創建兩個管道，分別對應兩個方向。使用fork()創建子進程，在子進程中先從管道1read()再向管道2write()，父進程中則與之相反。
primes
primes的功能是輸出2~35之間的素數，實現方式是遞歸fork進程並使用管道鏈接，形成一條pipeline來對素數進行過濾。
每個進程收到的第一個數p一定是素數，后續的數如果能被p整除則之間丟棄，如果不能則輸出到下一個進程，詳細介紹可參考文檔。偽代碼如下：
void primes() {
p = read from left // 從左邊接收到的第一個數一定是素數
if (fork() == 0):
primes() // 子進程，進入遞歸
else:
loop:
n = read from left // 父進程，循環接收左邊的輸入
if (p % n != 0):
write n to right // 不能被p整除則向右輸出
}
還需要注意兩點：
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文件描述符溢出： xv6限制fd的范圍為0~15，而每次pipe()都會創建兩個新的fd，如果不及時關閉不需要的fd，會導致文件描述符資源用盡。這里使用重定向到標准I/O的方式來避免生成新的fd，首先close()關閉標准I/O的fd，然后使用dup()復制所需的管道fd（會自動復制到序號最小的fd，即關閉的標准I/O），隨后對pipe兩側fd進行關閉（此時只會移除描述符，不會關閉實際的file對象）。
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pipeline關閉： 在完成素數輸出后，需要依次退出pipeline上的所有進程。在退出父進程前關閉其標准輸入fd，此時read()將讀取到eof（值為0），此時同樣關閉子進程的標准輸入fd，退出進程，這樣進程鏈上的所有進程就可以退出。
find
find功能是在目錄中匹配文件名，實現思路是遞歸搜索整個目錄樹。
使用open()打開當前fd，用fstat()判斷fd的type，如果是文件，則與要找的文件名進行匹配；如果是目錄，則循環read()到dirent結構，得到其子文件/目錄名，拼接得到當前路徑后進入遞歸調用。注意對於子目錄中的.和..不要進行遞歸。
xargs
xargs的功能是將標准輸入轉為程序的命令行參數。可配合管道使用，讓原本無法接收標准輸入的命令可以使用標准輸入作為參數。
根據lab中的使用例子可以看出，xv6的xargs每次回車都會執行一次命令並輸出結果，直到ctrl+d時結束；而linux中的實現則是一直接收輸入，收到ctrl+d時才執行命令並輸出結果。
思路是使用兩層循環讀取標准輸入：
- 內層循環依次讀取每一個字符，根據空格進行參數分割，將參數字符串存入二維數組中，當讀取到'\n'時，退出當前循環；當接收到ctrl+d（read返回的長度<0）時退出程序。
- 外層循環對每一行輸入
fork()出子進程，調用exec()執行命令。注意exec接收的二維參數數組argv，第一個參數argv[0]必須是該命令本身，最后一個參數argv[size-1]必須為0，否則將執行失敗。
xv6系統調用流程
Lab中對system call的使用很簡單，看起來和普通函數調用並沒有什么區別，但實際上的調用流程是較為復雜的。我們很容易產生一些疑問：系統調用的整個生命周期具體是什么樣的？用戶進程和內核進程之間是如何切換上下文的？系統調用的函數名、參數和返回值是如何在用戶進程和內核進程之間傳遞的？
1.用戶態調用
在用戶空間，所有system call的函數聲明寫在user.h中，調用后會進入usys.S執行匯編指令：將對應的系統調用號（system call number）置於寄存器a7中，並執行ecall指令進行系統調用，其中函數參數存在a0~a5這6個寄存器中。ecall指令將觸發軟中斷，cpu會暫停對用戶程序的執行，轉而執行內核的中斷處理邏輯，陷入（trap）內核態。
2.上下文切換
中斷處理在kernel/trampoline.S中，首先進行上下文的切換，將user進程在寄存器中的數據save到內存中（保護現場），並restore（恢復）kernel的寄存器數據。內核中會維護一個進程數組（最多容納64個進程），存儲每個進程的狀態信息，proc結構體定義在proc.h，這也是xv6對PCB（Process Control Block）的實現。用戶程序的寄存器數據將被暫時保存到proc->trapframe結構中。
3.內核態執行
完成進程切換后，調用trap.c/usertrap()，接着進入syscall.c/syscall()，在該方法中根據system call number拿到數組中的函數指針，執行系統調用函數。函數參數從用戶進程的trapframe結構中獲取(a0~a5)，函數執行的結果則存儲於trapframe的a0字段中。完成調用后同樣需要進程切換，先save內核寄存器到trapframe->kernel_*，再將trapframe中暫存的user進程數據restore到寄存器，重新回到用戶空間，cpu從中斷處繼續執行，從寄存器a0中拿到函數返回值。
至此，系統調用完成，共經歷了兩次進程上下文切換：用戶進程 -> 內核進程 -> 用戶進程，同時伴隨着兩次CPU工作狀態的切換：用戶態 -> 內核態 -> 用戶態。