操作系统lab4学习笔记
1.看程序
kern/mpconfig.c
unsigned char percpu_kstacks[NCPU][KSTKSIZE]
__attribute__ ((aligned(PGSIZE)));
这里attribute aligned是对齐的意思。那么aligned(PGSIZE)就是对齐到页了。
Part A: Multiprocessor Support and Cooperative Multitasking
Multiprocessor Support
Exercise1
推测函数作用：
- 返回值void* 输入物理地址pa 输入未对齐的 size
- 作用：将[pa,pa+size)映射到从base开始的空间上，连续的。返回当前用到了哪里（虚拟地址）
- 检查越界(8 9 10)
- 对齐页面(6 7)
- 使用boot_map_region进行映射
- base类似分配页面的next，持续更改上一次用到了哪里，同时也是函数返回想要的值(12 13)
- 要把va和size对齐到页面，因为boot_map_region没有作round，默认是对齐了的
看一下boot_map_region(pgdir,va,size,pa,perm)，可知对应参数为kern_pgdir,base,size,pa,PTE_PCD|PTE_PWT|PTE_W).
void *
mmio_map_region(physaddr_t pa, size_t size)
{
static uintptr_t base = MMIOBASE;
//panic("mmio_map_region not implemented");
size_t roundSize=ROUNDUP(size,PGSIZE);
physaddr_t roundPa=ROUNDDOWN(pa,PGSIZE);
if(base+size>MMIOLIM) {
panic("mmio_map_region: size overflows MMIOLIM!");
}
boot_map_region(kern_pgdir,base,roundSize,roundPa,PTE_PCD|PTE_PWT|PTE_W);
base+=roundSize;
return (void*)base;
}
之后发现一个bug，是对于返回值return的理解的要求错了。
Return the base of the reserved region.
其实应该是base+=roundSize前的base！
所以第13行应该为：
return (void*)(base-roundSize);
Application Processor Bootstrap
Exercise2
在kern\mapentry.S中
# Specification says that the AP will start in real mode with CS:IP
# set to XY00:0000, where XY is an 8-bit value sent with the
# STARTUP. Thus this code must start at a 4096-byte boundary.
#
# Because this code sets DS to zero, it must run from an address in
# the low 2^16 bytes of physical memory.
大概又看了一下汇编，大概就是CS<<4|IP组成当前指令，比如CS=2AE3H，IP=0003H,CPU将在2AE33H处读取指令。（事实上保护模式下应该是查表后的值<<4得到的值相加）那么XY00:0000就是XY000H可以寻址2^12=4096byte的一段了。同时DS(data segment)SS等段选择寄存器，是段寻址模式。GDT,LDT,GDTR,LDTR 详解这里解释的比较清楚。至于DS为0但是CS不为零啊，为什么会有这个影响还不清楚。
啊，理解了。分为real mode 和protected mode，两者由于寄存器位数的不同，造成的寻址模式也不同。16位(real mode)：cs:ip=cs<<4 | ip，32位(protected mode)：cs为了向下兼容还是当成16bit用，为了匹配32位模式使用了GDT所以变成了查GDT了。GDT、GDTR、LDT、LDTR的学习
# Call mp_main(). (Exercise for the reader: why the indirect call?)
movl $mp_main, %eax
call *%eax
这是为什么呢？
构造GDT：
gdt:
SEG_NULL # null seg
SEG(STA_X|STA_R, 0x0, 0xffffffff) # code seg
SEG(STA_W, 0x0, 0xffffffff) # data seg
gdtdesc:
.word 0x17 # sizeof(gdt) - 1
.long MPBOOTPHYS(gdt) # address gdt
.globl mpentry_end
不是很明白。
看到SEG的定义
#define SEG_NULL \
.word 0, 0; \
.byte 0, 0, 0, 0
#define SEG(type,base,lim) \
.word (((lim) >> 12) & 0xffff), ((base) & 0xffff); \
.byte (((base) >> 16) & 0xff), (0x90 | (type)), \
(0xC0 | (((lim) >> 28) & 0xf)), (((base) >> 24) & 0xff)
GDT表项的结构：
明白了！
由于mpentry.S的代码被映射到MPENTRY_PADDR上，对应的地址为0x7000,属于basemem中，所以加一个判断即可。
if(i==MPENTRY_PADDR/PGSIZE)
{
pages[i].pp_ref=1;
pages[i].pp_link=NULL;
continue;
}
checkpagefreelist通过。
Question
为什么在mpentry.S中需要用到直接的偏移量计算呢？查看.S后发现这个宏只用在.code16段中。
去掉宏，尝试运行，报错：
relocation truncated to fit: R_386_16 against `.text'
查stackoverflow，大概是
using a label as a 16bit immediate, but linking as if it was 32bit code.
也就是受到了16bit的限制。考虑报错，看到报错位置是kernel.o，也就是和kernel被加载到一起了，是KERNBASE以上的，如果直接寻址必然超过2^20=1MB的限制，所以通过宏进行计算相对位置跳转！而且，是使用目标-函数开始位置+物理内存位置，计算出来的是物理内存的代码段是相对于0x7000处的，小于1MB可寻址。但是为什么boot.S可以直接用呢？大概是因为boot中还没有开启分页机制且代码在低地址上运行。
Per-CPU State and Initialization
Exercise3
就是KSTKSIZE和KSTCGAP组成一个CPU的堆栈区，循环赋值就可以了。
static void
mem_init_mp(void)
{
int i=0;
uintptr_t KSTACKTOPi;
for (i=0;i就是不知道percpu_kstacks是在哪里被赋值的，全局查找也没有找到被赋值的语句，觉得很神奇。
Exercise4
替换变量，加偏移量。
void
trap_init_percpu(void)
{
int i = thiscpu->cpu_id;
thiscpu->cpu_ts.ts_esp0 = KSTACKTOP - i*(KSTKSIZE+KSTKGAP);
thiscpu->cpu_ts.ts_ss0 = GD_KD;
gdt[(GD_TSS0 >> 3) + i] = SEG16(STS_T32A, (uint32_t) (&(thiscpu->cpu_ts)),
sizeof(struct Taskstate) - 1, 0);
gdt[(GD_TSS0 >> 3) + i].sd_s = 0;
// Load the TSS selector (like other segment selectors, the
// bottom three bits are special; we leave them 0)
ltr(GD_TSS0+8*i);
lidt(&idt_pd);
}
上面都是一路替换，难点在于第12行，重新看了一下GDT的构造。
struct Segdesc gdt[NCPU + 5] =
{
SEG_NULL,
[GD_KT >> 3] = SEG(STA_X | STA_R, 0x0, 0xffffffff, 0),
[GD_KD >> 3] = SEG(STA_W, 0x0, 0xffffffff, 0),
[GD_UT >> 3] = SEG(STA_X | STA_R, 0x0, 0xffffffff, 3),
[GD_UD >> 3] = SEG(STA_W, 0x0, 0xffffffff, 3),
[GD_TSS0 >> 3] = SEG_NULL
};
为什么会>>3呢？根据定义，
#define GD_KT 0x08 // kernel text
#define GD_KD 0x10 // kernel data
#define GD_UT 0x18 // user text
#define GD_UD 0x20 // user data
#define GD_TSS0 0x28 // Task segment selector for CPU 0
把它转化成二进制：
001000
010000
011000
100000
101000
.....
就很明显的看出来，实际上每次在第四位上+1，即十进制+8！为什么是+8呢？考虑到GDT表项的结构，每个表项是64bit，就是8个字节！所以其实是因为GDT表项的大小是8字节，对应的二进制第三位为零，恰好作为索引了！
所以在这里第12行要每次+8。
Locking
Exercise5
就是在各个地方加锁。
Round-Robin Scheduling
Exercise6
先看看这个函数怎么用的。
1.僵尸环境，调用的时候curenv=NULL;
if (curenv->env_status == ENV_DYING) {
env_free(curenv);
curenv = NULL;
sched_yield();
}
2.trap处理完之后，CURENV可能为NULL或此时status!=running;
if (curenv && curenv->env_status == ENV_RUNNING)
env_run(curenv);
else
sched_yield();
3.用户主动调用，此时应该是curenv存在，status==running;
static void
sys_yield(void)
{
sched_yield();
}
4.mp_main()中，即初始化完AP后调用，此时找事情做（此时的curenv是什么？status呢？）
5.i386_init()中，初始化完后运行第一个用户环境。（此时的curenv是什么？status呢？）
6.env_destroy()中，此时curenv==NULL;
if (curenv == e) {
curenv = NULL;
sched_yield();
}
于是，这里的思路就是找到一个read的env运行，
A.当curenv为NULL时从头开始遍历env
B.当curenv不为NULL时从下一个开始遍历env
当没有找到一个runnable的环境时
A.如果自身是正在运行的，那么运行自身
B.halt
void
sched_yield(void)
{
struct Env *idle;
idle = thiscpu->cpu_env;
int i;
if (idle) {
i = ENVX(idle->env_id);
}
else {
i = 0;
}
int start = i;
if (envs[i].env_status == ENV_RUNNABLE) {
env_run(&envs[i]);
}
for (i++;start!=i;i=(i+1)%NENV) {
if (envs[i].env_status == ENV_RUNNABLE) {
env_run(&envs[i]);
}
}
if (idle && (idle->env_status)) {
env_run(idle);
}
// sched_halt never returns
sched_halt();
}
运行时发现总是触发General protection，但是多进程便可以。而且多进程总是从10001开始执行，且第一个进程无法被执行，即总是跳过第一个进程。
其实从当前进程的下一个进程开始是没错的，缺少的判断是当idle==NULL的时候的第0个进程！在原来的代码中没有判断，是start的取值的问题。即应该从0而不是i++开始。因为刚开始的时候cpuenv必然是空的，即应该从第0号开始。恰好漏了这种情况，通过start和i的赋值恰好处理了。所以正确的是这样的，而且这样的还简洁！
void
sched_yield(void)
{
struct Env *idle;
idle = thiscpu->cpu_env;
int i;
int start;
if (idle) {
i = ENVX(idle->env_id);
start=i+1;
if (idle->env_status==ENV_RUNNING) {
idle->env_status=ENV_RUNNABLE;
}
}
else {
i = 0;
start=i;
}
int count=0;
for (;count++然后改syscall()
case (SYS_yield):
cprintf("yielding\n");
sys_yield();
return 0;
加进程
#if defined(TEST)
// Don't touch -- used by grading script!
ENV_CREATE(TEST, ENV_TYPE_USER);
#else
// Touch all you want.
//ENV_CREATE(user_hello, ENV_TYPE_USER);
ENV_CREATE(user_yield,ENV_TYPE_USER);
ENV_CREATE(user_yield,ENV_TYPE_USER);
ENV_CREATE(user_yield,ENV_TYPE_USER);
ENV_CREATE(user_yield,ENV_TYPE_USER);
ENV_CREATE(user_yield,ENV_TYPE_USER);
#endif // TEST*
尝试几次后，发现总会触发General Protection，原来是正确的问题，在没有进程的时候触发的。
部分输出：
Back in environment 00001003, iteration 0.
T_SYSCALL
Back in environment 00001004, iteration 1.
T_SYSCALL
yielding
T_SYSCALL
yielding
T_SYSCALL
Back in environment 00001000, iteration 0.
Question3
curenv=e;
e->env_status=ENV_RUNNING;
e->env_runs++;
lcr3(PADDR(e->env_pgdir));
//step2
unlock_kernel();
env_pop_tf(&e->env_tf);
由于各个pgdir的UTOP上面都一样(除了UVPT是自己的pgdir地址)，所以envinfo那一部分也一样，所以可以正常解引用。
Question4
保存在tf里，在发生中断的时候trap函数中保存了trapframe，在陷入内核的时候保存了trapframe的位置。用于恢复。
System Calls for Environment Creation
Exercise7
static envid_t
sys_exofork(void)
{
// Create the new environment with env_alloc(), from kern/env.c.
// It should be left as env_alloc created it, except that
// status is set to ENV_NOT_RUNNABLE, and the register set is copied
// from the current environment -- but tweaked so sys_exofork
// will appear to return 0.
// LAB 4: Your code here.
//panic("sys_exofork not implemented");
struct Env* newe;
int ret = env_alloc(&newe,curenv->env_id);
if (ret<0) return ret;
newe->env_status=ENV_NOT_RUNNABLE;
newe->env_tf=curenv->env_tf;
newe->env_tf.tf_regs.reg_eax=0;
return newe->env_id;
}
static int
sys_env_set_status(envid_t envid, int status)
{
// Hint: Use the 'envid2env' function from kern/env.c to translate an
// envid to a struct Env.
// You should set envid2env's third argument to 1, which will
// check whether the current environment has permission to set
// envid's status.
// LAB 4: Your code here.
//panic("sys_env_set_status not implemented");
if ((status!=ENV_RUNNABLE)&&(status!=ENV_NOT_RUNNABLE)) {
return -E_INVAL;
}
struct Env* theenv;
int ret = envid2env(envid,&theenv,1);
if (ret!=0) return ret;
theenv->env_status=status;
return 0;
}
static int
sys_page_alloc(envid_t envid, void *va, int perm)
{
// Hint: This function is a wrapper around page_alloc() and
// page_insert() from kern/pmap.c.
// Most of the new code you write should be to check the
// parameters for correctness.
// If page_insert() fails, remember to free the page you
// allocated!
// LAB 4: Your code here.
//panic("sys_page_alloc not implemented");
struct Env* the_env;
int ret = envid2env(envid,&the_env,1);
if (ret<0) return -E_BAD_ENV;
if (va>=UTOP||((va%PGSIZE)!=0)) return -E_INVAL;
if (((perm&(PTE_P|PTE_U))!=(PTE_P|PTE_U))||((perm|PTE_SYSCALL)!=PTE_SYSCALL)) return -E_INVAL;
struct PageInfo *p=page_alloc(ALLOC_ZERO);
if (!p) return -E_NO_MEM;
ret = page_insert(the_env->env_pgdir,p,va,perm);
if (ret<0) {
page_free(p);
return -E_NO_MEM;
}
return 0;
}
static int
sys_page_map(envid_t srcenvid, void *srcva,
envid_t dstenvid, void *dstva, int perm)
{
// Hint: This function is a wrapper around page_lookup() and
// page_insert() from kern/pmap.c.
// Again, most of the new code you write should be to check the
// parameters for correctness.
// Use the third argument to page_lookup() to
// check the current permissions on the page.
// LAB 4: Your code here.
//panic("sys_page_map not implemented");
struct Env *s_env,*d_env;
int ret = envid2env(srcenvid,&s_env,1);
if (ret<0) return -E_BAD_ENV;
ret = envid2env(dstenvid,&d_env,1);
if (ret<0) return -E_BAD_ENV;
if (srcva>=UTOP||((srcva%PGSIZE)!=0)) return -E_INVAL;
if (dstva>=UTOP||((dstva%PGSIZE)!=0)) return -E_INVAL;
pte_t pte;
struct PageInfo* p = page_lookup(s_env->env_pgdir,srcva,&pte);
if (!p) return -E_INVAL;
if (((perm&(PTE_P|PTE_U))!=(PTE_P|PTE_U))||((perm|PTE_SYSCALL)!=PTE_SYSCALL)) return -E_INVAL;
if ((((*pte)&PTE_W)==0)&&(perm&PTE_W)) return -E_INVAL;
ret = page_insert(d_env->env_pgdir,p,dstva,perm);
if (ret<0) return ret;
return 0;
}
都是按照注释写的。
最后增加sys_call()，补全。
运行时发现总是触发General protection，但是多进程便可以。而且多进程总是从10001开始执行，且第一个进程无法被执行，即总是跳过第一个进程。
其实从当前进程的下一个进程开始是没错的，缺少的判断是当idle==NULL的时候的第0个进程！在原来的代码中没有判断，是start的取值的问题。即应该从0而不是i++开始。因为刚开始的时候cpuenv必然是空的，即应该从第0号开始。恰好漏了这种情况，通过start和i的赋值恰好处理了。
运行make run-dumbfork()，成功。
Part B: Copy-on-Write Fork
Setting the Page Fault Handler
Exercise8
static int
sys_env_set_pgfault_upcall(envid_t envid, void *func)
{
// LAB 4: Your code here.
//panic("sys_env_set_pgfault_upcall not implemented");
struct Env* the_env;
int ret = envid2env(envid,&the_env,1);
if (ret<0) return ret;
the_env->env_pgfault_upcall=func;
return 0;
}
Invoking the User Page Fault Handler
Exercise9
有一个神图来解释发生了什么：
简而言之，发生缺页中断的时候，依然会陷入内核态，只不过在dispatch之后会额外的操作，进行handle之后转移到用户异常堆栈中。
- A.发生在用户态：用户态(用户堆栈)->内核态(内核堆栈)->用户异常处理(用户异常堆栈)
- B.发生在用户异常态：用户异常态（用户异常堆栈）->内核态（内核堆栈）->用户异常处理（用户异常态）
其中有一些不同，即用户异常态需要在上一个utf下垫一个空32位，返回的时候用，具体为什么不太明白。
你可以通过检测它的值是不是在 UXSTACKTOP-PGSIZE 和 UXSTACKTOP-1 （包含边界）之间，来判断 tf->tf_esp 是否已经在用户异常堆栈上。esp是当前调用的栈底，检查esp就可以了。（8-14行）为什么不包括UXSTACKTOP呢？
然后根据UTrapframe赋值就好了。最后调整eip到函数入口，运行即可。
trap.c/
void
page_fault_handler(struct Trapframe *tf)
{
...
if (curenv->env_pgfault_upcall) {
struct UTrapframe* u_tf;
size_t gap=0;
if ((tf->tf_esp>=(UXSTACKTOP-PGSIZE))&&(tf->tf_esptf_esp - sizeof(struct UTrapframe) - gap;
user_mem_assert(curenv,u_tf,sizeof(struct UTrapframe),(PTE_W|PTE_U));
u_tf->utf_esp=tf->tf_esp;
u_tf->utf_eflags=tf->tf_eflags;
u_tf->utf_eip=tf->tf_eip;
u_tf->utf_regs=tf->tf_regs;
u_tf->utf_err=tf->tf_err;
u_tf->utf_fault_va=fault_va;
curenv->env_tf.eip=(uint32_t)curenv->env_pgfault_upcall;
curenv->env_tf.esp=(uint32_t)u_tf;
env_run(curenv);
}
...
}
User-mode Page Fault Entrypoint
Exercise10
_pgfault_upcall:
// Call the C page fault handler.
pushl %esp // function argument: pointer to UTF
movl _pgfault_handler, %eax
call *%eax
addl $4, %esp
movl 0x30(%esp),%eax
subl $0x4,%eax
movl %eax,0x30(%esp)
movl 0x28(%esp),%ebx
movl %ebx,(%eax)
addl $0x8,%esp
popal
addl $0x4,%esp
popfl
pop %esp
ret
实在是妙啊，从一开始就是为了最后的ret。
Exercise11
void
set_pgfault_handler(void (*handler)(struct UTrapframe *utf))
{
int r;
if (_pgfault_handler == 0) {
// First time through!
// LAB 4: Your code here.
//panic("set_pgfault_handler not implemented");
r = sys_page_alloc(0,(void*)(UXSTACKTOP-PGSIZE),PTE_W|PTE_U|PTE_P);
if (r<0)
panic("set_pgfault_handler: sys_page_alloc failed! %e\n",r);
sys_env_set_pgfault_upcall(0,_pgfault_upcall);
}
// Save handler pointer for assembly to call.
_pgfault_handler = handler;
}