BUAA_OS_lab3

BUAA_OS_lab3学习日记

Thinking思考题

Thinking 3.1

问：请结合 MOS 中的页目录自映射应用解释代码中 e->env_pgdir[PDX(UVPT)] = PADDR(e->env_pgdir) | PTE_V 的含义。

答：

User VPT中存放了1024个页表，由于自映射的关系，这个页表里又包括了页目录的页表，每一个页表中又有1024个页表项，UVPT：用户页表的起始处的内核虚拟地址

PDX(UVPT)：UVPT所处的页目录号（即 UVPT 处于第 PDX(UVPT) 个页目录项所映射的4MB空间。PDX获得的是这个虚拟地址的页目录号。

e->env_pgdir：进程 e 的页目录的内核虚拟地址

PADDR(e->env_pgdir)：进程 e 的页目录的物理地址

PADDR(e->env_pgdir) | PTE_V：页目录的物理基地址，加上权限位（只读权限）

自映射的意义即是只需要知道二级页表的初始地址，就能构造出页目录的初始地址以及指向页目录自身的PDE，这样，方便我们访问管理页表与页目录。

Thinking 3.2

问：elf_load_seg 以函数指针的形式，接受外部自定义的回调函数 map_page。 请你找到与之相关的 data 这一参数在此处的来源，并思考它的作用。没有这个参数可不可 以？为什么？

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int elf_load_seg(Elf32_Phdr *ph, const void *bin, elf_mapper_t map_page, void *data);

data 是传入的进程控制块指针，在 load_icode_mapper 和 load_icode 函数中被调用，在 load_icode 函数中 data 被赋予进程控制块的指针 e。

作用：在增加虚拟地址到物理地址映射的时候提供env_pgdir和env_asid；如果没有data，load_icode_mapper就不能知道当前进程空间的页目录基地址和asid，所以必须要有这个参数。

Thinking 3.3

问：结合 elf_load_seg 的参数和实现，考虑该函数需要处理哪些页面加载的情 况。

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int elf_load_seg(Elf32_Phdr *ph, const void *bin, elf_mapper_t map_page, void *data) {
	u_long va = ph->p_vaddr;
	size_t bin_size = ph->p_filesz;
	size_t sgsize = ph->p_memsz;
	u_int perm = PTE_V;
	if (ph->p_flags & PF_W) {
		perm |= PTE_D;
	}

	int r;
	size_t i;
	u_long offset = va - ROUNDDOWN(va, PAGE_SIZE);
	if (offset != 0) {
		if ((r = map_page(data, va, offset, perm, bin,
				  MIN(bin_size, PAGE_SIZE - offset))) != 0) {
			return r;
		}
	}

	/* Step 1: load all content of bin into memory. */
	for (i = offset ? MIN(bin_size, PAGE_SIZE - offset) : 0; i < bin_size; i += PAGE_SIZE) {
		if ((r = map_page(data, va + i, 0, perm, bin + i, MIN(bin_size - i, PAGE_SIZE))) !=
		    0) {
			return r;
		}
	}

	/* Step 2: alloc pages to reach `sgsize` when `bin_size` < `sgsize`. */
	while (i < sgsize) {
		if ((r = map_page(data, va + i, 0, perm, NULL, MIN(sgsize - i, PAGE_SIZE))) != 0) {
			return r;
		}
		i += PAGE_SIZE;
	}
	return 0;
}
  • 函数判断va是否页对齐，如果不对齐，需要将多余的地址记为offset，我们将最开头不对齐的部分 “剪切” 下来，先映射到内存的页中。
  • 将段内所有页映射到物理空间
  • 最后我们处理段大小大于数据大小的情况。在这一部分，我们不断创建新的页，但是并不向其中加载任何内容。

Thinking 3.4

问：这里的 env_tf.cp0_epc 存储的是物理地址还是虚拟地址?

根据上学期计组P7的知识，因为epc存储的是发生错误时CPU所处的指令地址，对于CPU来说，在程序中引用访存的地址都是虚拟地址，因此env_tf.cp0_epc毫无疑问存储的是虚拟地址.

Thinking 3.5

问：试找出 0、1、2、3 号异常处理函数的具体实现位置。8 号异常（系统调用） 涉及的 do_syscall() 函数将在 Lab4 中实现。

备注： C 的拓展语法 [first … last] = value 来对数组某个区间上的 元素赋成同一个值

查找结果如下：

kern/genex.S:20:NESTED(handle_int, TF_SIZE, zero)
kern/genex.S:29:END(handle_int)

handle_int在genex.S文件中

handle_mod和handle_tlb，handle_sys藏得比较深，三者都是通过genex.S文件中的宏函数BUILD_HANDLER实现的，代码如下：

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BUILD_HANDLER tlb do_tlb_refill

#if !defined(LAB) || LAB >= 4
BUILD_HANDLER mod do_tlb_mod
BUILD_HANDLER sys do_syscall
#endif

BUILD_HANDLER reserved do_reserved

Thinking 3.6

问：阅读 entry.S、genex.S 和 env_asm.S 这几个文件，并尝试说出时钟中断 在哪些时候开启，在哪些时候关闭。

entry.S

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LEAF(env_pop_tf)
.set reorder
.set at
	mtc0    a1, CP0_ENTRYHI
	move    sp, a0
	RESET_KCLOCK
	j       ret_from_exception
END(env_pop_tf)

genex.S

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NESTED(handle_int, TF_SIZE, zero)
	mfc0    t0, CP0_CAUSE
	mfc0    t2, CP0_STATUS
	and     t0, t2
	andi    t1, t0, STATUS_IM7
	bnez    t1, timer_irq
timer_irq:
	li      a0, 0
	j       schedule
END(handle_int)

当中断屏蔽位位为1且，CP0_CAUSE为时钟中断，且CP0_STATUS正常相应，体现为这几个寄存器储存的值做与运算的结果不为0，时钟中断开始，调度完成后结束。

Thinking 3.7

问：阅读相关代码，思考操作系统是怎么根据时钟中断切换进程的。

再调度函数中，如果满足切换条件（yield || count <= 0 || e == NULL || e->env_status != ENV_RUNNABLE），如果当前进程没有就绪，将其移到调度链表尾部，反之则不用，接着选中调度链表头部进程达到调度目的。

Exercise

Exercise 3.1

实现进程控制快的初始化功能，具体实现参考注释即可。

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/* Step 1: Initialize 'env_free_list' with 'LIST_INIT' and 'env_sched_list' with
	 * 'TAILQ_INIT'. */
	/* Exercise 3.1: Your code here. (1/2) */
	LIST_INIT(&env_free_list);
	TAILQ_INIT(&env_sched_list);
	/* Step 2: Traverse the elements of 'envs' array, set their status to 'ENV_FREE' and insert
	 * them into the 'env_free_list'. Make sure, after the insertion, the order of envs in the
	 * list should be the same as they are in the 'envs' array. */
	for (i = NENV - 1; i >= 0; i--) {
		envs->env_status = ENV_FREE;
		LIST_INSERT_HEAD(&env_free_list,&envs[i], env_link);
	}

Exercise 3.2

段地址的初始化使用 map_segment 函数在该页表中将内核数组 pages 和 envs 映射到了用户空间的 UPAGES 和 UENVS 处

map_segment功能是在一级页表基地址 pgdir 对应的两级页表结构中做段地址映射，将虚拟地 址段 [va,va+size) 映射到物理地址段 [pa,pa+size)

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page_insert(pgdir, asid, pa2page(pa + i), va + i, perm);

Exercise 3.3

env_setup_vm函数：初始化新进程的地址空间

步骤如下：

  • 申请一块页表，并将页表转化为kernel地址赋值给e->env_pgdir
  • 制了 UTOP 到 UVPT 的虚拟地址空间对应的页表项
  • 我们将 UVPT 虚拟地址映射到页目录本身的物理地址，并设置只读权限。这样的话，页目录中的项所对应的，就不只是二级页表，还包含有一个一级页表，也就是页目录自身。这就是自映射。

Exercise 3.4

步骤如下：

  • 获取从空进程块表中获取到一个进程块
  • 初始化新进程的地址空间
  • 将进程块的各属性赋值（env_user_tlb_mod_entry、env_runs、env_tf.cp0_status……），手工初始化进程控制块。
  • 将该进程块从空进程块表移除

Exercise 3.5

load_icode_mapper函数

需要分配所需的物理页面，并在页表中建立映射。若 src 非空，你还需要将该处的 ELF 数据拷贝到物理页面中

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/* Step 1: Allocate a page with 'page_alloc'. */
/* Exercise 3.5: Your code here. (1/2) */
if ((r = page_alloc(p)) != 0) {
	return r;
}
/* Step 2: If 'src' is not NULL, copy the 'len' bytes started at 'src' into 'offset' at this
 * page. */
// Hint: You may want to use 'memcpy'.
if (src != NULL) {
	/* Exercise 3.5: Your code here. (2/2) */
	memcpy((void *)(page2kva(p) + offset), src, len);
}

/* Step 3: Insert 'p' into 'env->env_pgdir' at 'va' with 'perm'. */
return page_insert(env->env_pgdir, env->env_asid, p, va, perm);

Exercise 3.6

步骤：

  • elf_from做类型转化并检查是否为正确的ELF文件头
  • 接下来使用ELF_FOREACH_PHDR_OFF遍历所有程序表头，在循环中，取出对应的程序头，如果其中的 p_type 类型为 PT_LOAD，说明其对应的程序需要被加载到内存中。我们调用 elf_load_seg 函数来进行加载
  • 将进程控制块中 trap frame 的 epc cp0 寄存器的值设置为 ELF 文件中设定的程序入口地址

Exercise 3.7

直接创建进程

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struct Env *env_create(const void *binary, size_t size, int priority) {
	struct Env *e;
	/* Step 1: Use 'env_alloc' to alloc a new env, with 0 as 'parent_id'. */
	/* Exercise 3.7: Your code here. (1/3) */
	env_alloc(&e, 0);
	/* Step 2: Assign the 'priority' to 'e' and mark its 'env_status' as runnable. */
	/* Exercise 3.7: Your code here. (2/3) */
	e->env_pri = priority;
	e->env_status = ENV_RUNNABLE;
	/* Step 3: Use 'load_icode' to load the image from 'binary', and insert 'e' into
	 * 'env_sched_list' using 'TAILQ_INSERT_HEAD'. */
	/* Exercise 3.7: Your code here. (3/3) */
	load_icode(e, binary, size);
	TAILQ_INSERT_HEAD(&env_sched_list, e, env_sched_link);
	return e;
}

Exercise 3.8

  • 保存当前进程的上下文信息。

寄存器保存的地方是KSTACKTOP以下的一个sizeof（TrapFrame）大小的区域中，达到保存上下文的目的

  • 切换 curenv 为即将运行的进程。
  • 设置全局变量 cur_pgdir 为当前进程页目录地址，在 TLB 重填时将用到该全局变量。
  • 调用 env_pop_tf 函数，恢复现场、异常返回。

Exercise 3.9

完成异常分发代码

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SAVE_ALL
#使用 SAVE_ALL 宏将当前上下文保存到内核的异常栈中。
mfc0    t0, CP0_STATUS
and     t0, t0, ~(STATUS_UM | STATUS_EXL | STATUS_IE)
mtc0    t0, CP0_STATUS
mfc0	t0, CP0_CAUSE
andi	t0, 0x7c
#获得 Cause 寄存器中的 2~6 位，也就是对应的异常码，这是区别不同异常的重要标志
lw		t0, exception_handlers(t0)
jr		t0

Exercise 3.10

.text.exc_gen_entry 段和 .text.tlb_miss_entry 段需要被链接器放到特定的位置。

CPU 发生异常（除了用户态地址的 TLB Miss 异常）后，就会自动跳转 到地址 0x80000180 处；发生用户态地址的 TLB Miss 异常时，会自动跳转到地址 0x80000000 处。开始执行。

Exercise 3.11

时钟中断

将CP0_COUNT和CP0_COMPARE赋予适当的值

RESET_KCLOCK 宏将 Count 寄存器清零并将 Compare 寄存器配置为我们所期望的计时器周 期数，这就对 Timer 完成了配置。

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mtc0	t0,CP0_COMPARE
li		t0,0
mtc0	t0,CP0_COUNT

Exercise 3.12

进程调度——时间片轮转的算法

无需进行切换时，我们只需要将剩余时间片长度 count 减去 1，然后调用 env_run 函数，继 续运行当前进程 curenv。在发生切换的情况下，我们还需要判断当前进程是否仍然就绪，如果 是则将其移动到调度链表的尾部。之后，我们选中调度链表首部的进程来调度运行，将剩余时间 片长度设置为其优先级。

难点分析

进程初始化与分配

初始化：

map_segment 函数 $\rightarrow$ env_init 函数

分配

env_setup_vm函数：初始化新进程的地址空间 $\rightarrow$ env_alloc函数

加载二进制镜像

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static void load_icode(struct Env *e, const void *binary, size_t size); 
//负责加载可执行文件 binary 到进程 e 的内存中。它调用的 elf_from 函数完成了解析 ELF 文件头的部分，elf_load_seg 负责将 ELF 文件的一个 segment 加载到内存。

static int load_icode_mapper(void *data, u_long va, size_t offset, u_int perm, const void *src, size_t len)
//成作为回调函数的 load_icode_mapper 函数，需要分配所需的物理页面，并在页表中建立映射。若 src 非空，需要将该处的 ELF 数据拷贝到物理页面中

进程创建与切换运行

创建：分配一个新的 Env 结构体，设置进程控制块，并将程序 载入到该进程的地址空间

进程切换的时候，为了保证下一次进入这个进程 的时候我们不会再“从头来过”，而是有记忆地从离开的地方继续往后走，我们要保存一些信息， 那么，需要保存什么信息呢？事实上，我们只需要保存进程的上下文信息，包括通用寄存器、HI、 LO 和 CP0 中的 Status，EPC，Cause 和 BadVAddr 寄存器。进程控制块除了 env_tf 其他的字 段在进程切换后还保留在原本的进程控制块中，并不会改变，因此不需要保存。（发生进程调度，或当陷入内 核时，会将当时的进程上下文环境保存在 env_tf 变量中（Trapframe结构体））

中断与异常

时间片：比如设定某个进程的时间片的长度为 200 倍的 TIMER_INTERVAL（时钟中断间隔），那么当 MOS 记录到该进程的执行中发生了 200 个时钟中断 时，MOS 就知晓该进程的时间片结束了。

最后留下一段有意思的空间分配

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o      KSTACKTOP-----> +----------------------------+----|-------0x8040 0000-------end
o                      |       Kernel Stack         |    | KSTKSIZE            /|\
o                      +----------------------------+----|------                |
o                      |       Kernel Text          |    |                    PDMAP
o      KERNBASE -----> +----------------------------+----|-------0x8002 0000    |
o                      |      Exception Entry       |   \|/                    \|/
o      ULIM     -----> +----------------------------+------------0x8000 0000-------
o                      |         User VPT           |     PDMAP                /|\
o      UVPT     -----> +----------------------------+------------0x7fc0 0000    |
o                      |           pages            |     PDMAP                 |
o      UPAGES   -----> +----------------------------+------------0x7f80 0000    |
o                      |           envs             |     PDMAP                 |
o  UTOP,UENVS   -----> +----------------------------+------------0x7f40 0000    |

感想

本次作业围绕进程的创建、初始化、分配、映射、运行、切换等展开，难度有所提示，但大部分的操作和页表部分类似。

BUAA_Learning
#操作系统OS
BUAA_OS_lab3
https://fantasylee21.github.io/2024/04/05/BUAA-OS-lab3/
作者
Fantasylee
发布于
2024年4月5日
更新于
2024年5月5日
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