BUAA_OS lab3 难点梳理

BUAA_OS lab3 难点梳理

实验难点

进程创建

对于初始化部分，首先需要在pmap.c中修改mips_vm_init()函数，为envs开空间，并map到UENVS空间。

其次，模仿page_init()的做法，将空闲进程控制块串成env_free_list。

至此没有什么理解上的难度。

 

进程部分的难点，主要在于进程创建流程的理解。进程创建的流程为：

1. 从env_free_list中获取一个空的PCB

2. 初始化进程控制块

3. 为进程分配资源

4. 从空闲链表中移出，开始执行

 

STEP1&2

env_alloc()函数清晰地展现了这一进程的前两步，我们以此展开分析。

 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，从env_free_list中取出一个空PCB。

然后调用env_setup_vm()函数，该函数的主要作用是初始化新进程的空间。具体实现如下：

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;
 }

首先我们要明确，每个进程都有自己的页表

在这个函数中，首先调用page_alloc()为该进程分配一个页目录页。获取该页的虚拟地址为pgdir的虚拟地址（至于为什么是虚拟地址，lab2中已有说明）。

接下来，需要将内核部分的页表进行拷贝。这是因为每个进程都有自己单独的页表，这个页表会映射完整的4G空间。但由于实验中采用的是2G+2G的模式，对于所有进程而言，用户态是不同的，但内核态部分是相同的（共享）。所以，所有进程的页表的内核2G部分都是完全相同的

完成页表拷贝之后，需要对PCB中相应值进行设置。然后回到env_alloc()。

接下来需要设置PCB中的某些值，其中尤其要注意的是e->env_tf.cp0_status。该设置使得能正常相应中断。然后将该进程从空闲列表中移出。

至此，创建进程的前两步完成。

STEP3&4

创建进程第三步，本质上也就是加载二进制镜像，在lab3中涉及三个函数，主要步骤如下：

1. load_icode()函数，初始化一个栈，然后调用load_elf()函数。

2. load_elf()负责解析ELF文件的字段，并调用load_icode_mapper()函数。

3. load_icode_mapper()则根据传入的参数将ELF文件内容加载进内存。

4. 返回load_icode()函数后，设置pc寄存器值，使得能正常进入执行

这一部分也没有很复杂的逻辑，但是难在load_icode_mapper()函数的实现。

首先来看一个指导书中的图，可以说是活命必需品：

难点就在于，需要处理情况种类较多，需要重合考虑va是否对齐；bin_size结尾处是否对齐；sgsize结尾处是否对齐。

 

进程运行和切换

这一部分涉及函数为env_run()。其作用为保存当前进程上下文+恢复启动进程上下文

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，我们取出old，及当前环境上下文（寄存器的值等）。

然后将当前环境保存进当前进程的env_tf中，并当前进程的pc设置为cp0_epc，让其陷入中断。

到这里，保存现场的任务完成，可以将curenv设置为下一进程e。

最后，调用env_pop_tf()恢复现场。

在进程切换过程中，最难理解的就是TIMESTACK的含义。我认为TIMESTACK是时钟栈，存储时钟中断的时候存的trapframe。进入时钟中断后，把TIMESTACK的值赋值给寄存器们，再执行中断处理。而KERNEL_SP应当是系统调用后的存储区。

有关TIMESTACK，还有个很难理解的地方，在以下函数中：

 

 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();
     }
 }

 

为什么要在destroy进程的时候，将KERNEL_SP的tf拷贝到TIMESTACK中？百思不得其解。

个人想法是，在调用sched_yield()获取下一个要执行的进程之前，要将环境恢复到调用当前进程之前的环境。

也可能和kill到最后一个进程的时候要恢复到最初状态有关。

 

中断异常

中断一场部分代码量较小，主要需要理解的是遇到中断异常后函数的调用关系。

1. 跳转到.text.exc_vec3代码段

2. 根据时钟中断，分发handle_ int函数来处理时钟中断

3. timer_ irq 里跳转到sched_ yield，选择下一个进程执行。

调度函数的实现根据注释来也没有大问题。但是在后期lab4-extra的时候可能会由于调度错误导致无法通过，所以需要尽量保证情况周全。

 

（代码仓库位于右上角Github）