OS-Lab4

一.预备知识

在前面三个Lab的实验中，我们成功的搭建起了操作系统的内核，建立了内存管理机制和进程调度机制。一般来说，进程是给用户使用的，而用户无法直接对系统内核进行存取。另一方面，进程与进程之间的虚拟地址互相独立，这使得两个进程之间的互相通信变得困难。但是，用户会在有些情况下需要使用只有内核才能进行的操作。为了解决这个问题，操作系统设计了系统调用。

指导书上已有的知识，我在此不再赘述。在进行实验之前，我们需要稍微补习一点知识，主要是关于汇编函数方面的东西。这些知识，指导书或者其他地方都有，只不过比较零碎。我稍微聚集了一下这些知识，如果想要了解的更详细，可以深入了解。

1. 汇编函数构造宏(include/asm/asm.h)

为了方便的像C语言一样构造函数，我们的操作系统事先为我们提供了函数的宏，我们可以直接使用。这个宏的代码并非由本校人员开发，应当是较为通用的定义方式。文件中为我们提供了两种函数的宏，即叶函数（LEAF）和嵌套函数(NESTED)。

我们把函数体中没有函数调用语句的函数称为叶函数，自然如果有函数调用语句的函数称为非叶函数。在MIPS 的调用规范中，进入函数体时会通过对栈指针做减法的方式为自身的局部变量、返回地址、调用函数的参数分配存储空间（叶函数没有后两者），在函数调用结束之后会对栈指针做加法来释放这部分空间，我们把这部分空间称为栈帧（Stack Frame）。

——OS指导书

下面是宏的具体实现定义。可以看到，函数定义无非是声明一个全局符号，给定一个标签用于跳转和返回。

下面是文件中部分代码的引用。有些代码后面我没有写注释，是因为我自己也弄不太清楚，不敢乱讲，怕引起误会。如果有同学明白，希望可以给我讲讲。

#define LEAF(symbol)                            \
        .globl  symbol;                         \声明"symbol"为全局变量
        .align  2;                              \下一个数据的地址空间按字对齐
        .type   symbol,@function;               \
        .ent    symbol,0;                       \告诉汇编器"symbol"函数的起始点，用于调试
        symbol:         .frame  sp,0,ra          提供一个名为"symbol"的标签，将跳转到此处

#define NESTED(symbol, framesize, rpc)          \
        .globl  symbol;                         \
        .align  2;                              \
        .type   symbol,@function;               \
        .ent    symbol,0;                       \
        symbol:         .frame  sp, framesize, rpc   确定栈帧大小以及结束时的返回地址

#define END(function)                           \
        .end    function;                       \指出函数结尾，用于调试
        .size   function,.-function              在符号表中列出函数名和函数指令字节数

2.C函数和汇编函数的参数、返回值传递

有时候，我们会不可避免的在C语言中调用汇编函数，也会在汇编语言中调用C函数。根据MIPS软件标准(ABI)的定义，函数的参数传递按照如下原则：

• 如果函数参数个数≤4，则将参数依次存入a0-a3寄存器中，并在栈帧底部保留16字节的空间（即sp的值减去16），但并不一定使用这些空间。
• 如果函数参数个数>4，则前4个参数依次存入a0-a3寄存器中，从第5个参数开始，依次在前4个参数预留空间之外的空间内存储，即没有寄存器去保存这些值。
• 举例，如果一个C函数有6个参数，在汇编语言中需要调用的时候，应当将前4个参数存在a0-a3寄存器中，第5个参数存在16(sp)的位置，第6个参数存在20(sp)的位置。区间0-15的空间保留但不使用。

而关于函数的返回值，MIPS ABI规定，返回值存在v0寄存器中。某些特殊的情况下也会用到v0寄存器中。某些特殊的情况下也会用到v1寄存器，但不常见。想了解更多关于返回值的知识，请查阅书籍See MIPS Run Linux。

3.栈帧方法宏(include/stackframe.h)

我们在进行用户态和内核态之间的切换，或者进程之间的切换时，需要保存现场。所谓现场，就是include/trap.h中所定义的trap结构体，其中包含的信息有：

• 32个寄存器的值
• CP0部分寄存器的值
• HI、LO两个乘除法寄存器的值
• 程序的指令计数器PC

但是这个文件中只有结构体的定义，没有将数据存入结构体的操作。将寄存器中的值存入内存，显然要用汇编语言去完成。stackframe.h中定义了一些汇编函数的宏，方便我们对现场进行存取操作。下面摘录了其中的宏，并作出相应的解释。

//TF_SIZE是Trapframe寄存器的字节大小
.macro STI					//Set Interrupt，打开全局中断使能（允许中断）
.macro CLI					//Close Interrupt，关闭全局中断使能（屏蔽中断）
.macro SAVE_ALL             //保存所有现场，将数据以Trapframe结构体形式存在sp为开头的空间中
.macro RESTORE_SOME         //恢复部分现场，此处的“部分”仅不包括sp的值
.macro RESTORE_ALL          //恢复所有现场，包括栈顶的位置
.macro RESTORE_ALL_AND_RET  //恢复现场并从内核态中返回
.macro get_sp               //获取栈顶位置，此函数会判断当前的状态是异常还是中断，
                            //从而决定栈顶是TIMESTACK还是KERNEL_SP。
                            //系统调用是编号为8的异常，进程切换是时钟中断信号。

二.系统调用

1.什么是系统调用

在硬件实现上，用户态的进程无法访问内核的地址空间，这意味着：

• 无法存取内核内存数据
• 无法调用内核函数

而所有对硬件的操作都是内核函数，因此用户需要使用系统调用来调用内核的函数。

2.进入系统调用

一件事情在脑海中浮现，在MIPS编程中我们是这样进行输入输出——向特定寄存器存放特殊值并调用syscall。而MOS中我们也是这样做的，系统调用的关键就在于用户态和内核态的切换，而这个切换就是在我们调用syscall指令时产生的。

而就在syscall指令调用后，CPU在硬件层面陷入内核态，其将触发异常分发机制，并最终调用到handle_sys()函数。该函数相当于系统调用的分发，其根据某特定寄存器的值从而找到需要调用的内核函数。

你将见到这几种函数：

• syscall_……：用户空间内的函数，与sys_……成对存在

• msyscall：设置系统调用号并让系统陷入内核态的函数

• sys_……：内核函数

  有趣的是，在这里我们会发现msyscall需要6个参数，这引起了我们的一个新知识点：大量的参数是如何进行传递的？
  对于nn个参数的传递，栈帧sp会保留n∗4n∗4个字节的空间，而前4个参数会被放在a0到a3这四个寄存器中，但是栈帧中对应空间还是会被预留，其余参数存储在前四个参数的预留空间之上的区域。

注意到一个问题，多于四个的参数会被放到内存中，而这个空间是存在于用户态的，因此我们需要在内核中将这些参数转移到内核空间内，这步工作需要在handle_sys()函数的汇编代码实现了。

我们先来整理一下在MOS中进行系统调用的流程：

1. 调用一个封装好的用户空间的库函数（如writef）
2. 调用用户空间的syscall_* 函数
3. 调用msyscall，用于陷入内核态
4. 陷入内核，内核取得信息，执行对应的内核空间的系统调用函数（sys_*）
5. 执行系统调用，并返回用户态，同时将返回值“传递”回用户态
6. 从库函数返回，回到用户程序调用处

msyscall

msyscall执行的职能只是陷入内核态，并不涉及系统调用的分发。

syscall
jr ra
nop

handle_sys

syscall发生后，OS根据中断向量发现是调用了系统调用，从而通过中断分发到handle_sys函数。

handle_sys函数通过分析传入的参数来找到具体的系统调用目标函数，并将传入的参数放到寄存器中，然后进入目标函数。

三.进程通信 IPC

进程间通信机制是基于系统调用来实现的。通信的本质就是交换数据，而交换数据的最大问题在于：在进程间，用户地址空间相互独立。

因此，我们需要通过以内核的2g空间来作为传递信息的媒介，同时我们可以发现，进程控制块是存储在内核空间内的，因此我们完全可以将需要传递的数据放在目标的进程控制块内，然后目标进程在从中读取。

值得一提的是，由于在我们的用户程序中，会大量使用srcva 为0 的调用来表示不需要传递物理页面，因此在编写相关函数时也需要注意此种情况。

这两个过程是通过系统调用中的sys_ipc_recv与sys_ipc_can_send来实现。

前者需要将当前接收者的进程控制块的相应域设置好，并使用sys_yield使得当前进程放弃CPU。

后者需要检查目标是否准备好接受，并修改目标进程的进程控制块，将需要的信息放到他们的进程控制块内。

需要注意，如果需要传递物理页面信息，需要调用sys_mem_map函数将当前进程srcva对应位置的页面映射到目标进程的dstva处。

四.Fork函数

fork函数能够从一个进程生成另一个进程，使得子进程拥有和旧进程绝大部分相同的信息。同时，fork会在父子进程中拥有不同的返回值。

• 在fork 之前的代码段只有父进程会执行。
• 在fork 之后的代码段父子进程都会执行。
• fork 在不同的进程中返回值不一样，在父进程中返回值不为0，在子进程中返回值为0。
• 父进程和子进程虽然很多信息相同，但他们的env_id 是不同的。

写时复制机制

父进程会为子进程设置虚拟空间，但是我们通过上图能够发现，实际的分配过程其实是通过duppage复制页表，并设置PTE_COW。COW就是写时复制的意思（Copy On Write）。

只有当父子进程中有修改内存的举动时，内核会根据PTE_COW捕获中断（一般指缺页中断，Page Fault），并单独为修改内存的进程分配物理页面，然后将该页面复制过去后再实行修改。

区分父子进程的理论基础

fork()能够通过返回值来区别当前进程是否是子进程，若返回值为0则为子进程，否则为父进程。

而实现返回值差异性的函数是syscall_env_alloc函数，其属于用户函数，其触发系统调用后进行sys_env_alloc来创建和初始化一个新进程块。

sys_env_alloc

这个函数需要利用当前进程为模板来填写一个新的子进程块。其工作包括复制一份当前的运行现场、复制一下当前的PC值、修改子进程状态为阻塞、以及初始化其他进程控制块信息。

int sys_env_alloc(void)
{
	int r;
	struct Env *e;
	r = env_alloc(&e, curenv->env_id);
	if (r < 0) return r;
	e->env_status = ENV_NOT_RUNNABLE;
	e->env_pri = curenv->env_pri;
	bcopy((void *)KERNEL_SP - sizeof(struct Trapframe), (void *)&(e->env_tf), sizeof(struct Trapframe));
	e->env_tf.pc = e->env_tf.cp0_epc;
	e->env_tf.regs[2] = 0;

	return e->env_id; // 注意这个返回值是返回到父进程的
}

在分道扬镳后，父子各自的工作

子进程

子进程当前虽然拥有了一个进程控制块，但是仍然存在着几个问题：

• 子进程被第一次调度时，其处在fork函数中（准确来说，是syscall_env_alloc返回后），此时函数中的各个变量仍然指向父进程中对应数据结构，子进程如何替换掉这些变量？
• 子进程的用户空间没有初始化，如何实现COW的设想？

我们将在子进程中解决第一个问题，而第二个问题交由父进程解决

设置进程控制块

当从syscall_env_alloc返回后，子进程需要将当前函数内的进程控制块指针改为自己的。这一步通过调用syscall_getenvid这一系统调用实现。这一步后，子进程就能够从fork函数退出了（虽然当前处于阻塞状态）。

newenvid = syscall_env_alloc();
if(newenvid==0) {env = envs + ENVX(syscall_getenvid());return 0;}

父进程

父进程需要为子进程进行很多初始化工作，包括遍历进程空间并合理设置空间权限，实现空间共享、实现写时复制的缺页中断机制

进程映射

通过遍历当前页目录，将页面按以下规则进行设置：

• 只读页面 按照相同权限（只读）映射给子进程即可
• 共享页面 即具有PTE_LIBRARY 标记的页面，这类页面需要保持共享的可写的状态
• 写时复制页面 即具有PTE_COW 标记的页面，这类页面是上一次的fork 的duppage的结果
• 可写页面 需要给父进程和子进程的页表项都加上PTE_COW 标记

这个功能由duppage函数实现。

缺页中断

MIPS下存在两种缺页中断。一种是TLB缺失导致的缺页中断，其会触发trap并分发到handle_tlb下，然后按照正常逻辑进行查表、重填等，此处按下不表。

另一种是写时复制触发的缺页中断，其会触发trap分发到另一个处理函数handle_mod下。这个函数会跳转到page_fault_handler下，处理当前写时复制异常。

注意！MOS系统在此处应用了微内核的思想，将处理异常的方式交由用户进程自身，即在进程控制块内定义了一个域env_pgfault_handler用于指定异常处理的函数，使得用户能够自定义处理过程。

处理写时复制异常的流程为：

1. page_fault_handler将当前现场保存在异常处理栈中，设置epc的值，以使得中断退出后跳转到指定用户进程指定的异常处理函数中。
2. 退出中断，此时根据epc地址跳转到指定函数（注意这个函数是fork.c中的pgfault函数，这意味着它是用户态下执行的）中，处理缺页，然后恢复现场和sp寄存器，令进程恢复执行。

五.实验难点图解

1.MIPS调用规范（ABI）

MIPS ABI规定寄存器传参不需要复制到堆栈内

2.进程间通信机制

进程间通信机制是基于系统调用来实现的。通信的本质就是交换数据。

这是通过系统调用中的sys_ipc_recv与sys_ipc_can_send来实现的。

前者需要将当前接收者的进程控制块的相应域设置好，并使用sys_yield使得当前进程放弃CPU。

后者需要检查目标是否准备好接受，并修改目标进程的进程控制块，将需要的信息放到他们的进程控制块内。

3.缺页中断的处理流程