现在进入实验 4: PART A: 实现调度算法第一步 : 修改 kern/sched.c 里面的函数 sched_yield, 具体代码如下 : 这个函数很简单, 就是从当前环境的下一个环境一直遍历到当前环境, 如果有可以运行的就开始运行如果没有, 就进入 idle 环境然后修改系统调用,

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饮图居
5 years ago
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JOS 实验四实验记录作者 : 卓达城指导老师 : 邵志远单位 : 华中科技大学集群网络与服务计算实验室备注 : 本文档重点说明 exofork 函数的返回机制 ( 下面将以黑体标志 ), 如果有不当, 敬请发邮件到我的邮箱本文档最精彩的地方在于缺页中断处理函数的返回机制和堆栈的切换, 文中以灰底, 不同字体加粗显示还有一处就是

1 JOS 实验四实验记录作者 : 卓达城指导老师 : 邵志远单位 : 华中科技大学集群网络与服务计算实验室备注 : 本文档重点说明 exofork 函数的返回机制 ( 下面将以黑体标志 ), 如果有不当, 敬请发邮件到我的邮箱本文档最精彩的地方在于缺页中断处理函数的返回机制和堆栈的切换, 文中以灰底, 不同字体加粗显示还有一处就是 vpd 和 vpt 的使用, 这里用了回环搜索 pgdir 和二级页表, 也用加粗显示如果要做实验四, 要用 svn 把 mit 提供的实验代码很 lab3 的代码合并前面的实验也如此修改 : 对于实验三, 有部分地方的代码我写错了, 要修改, 具体如下 : 函数 :load_icode 修改 user_mem_check 函数 :

2 现在进入实验 4: PART A: 实现调度算法第一步 : 修改 kern/sched.c 里面的函数 sched_yield, 具体代码如下 : 这个函数很简单, 就是从当前环境的下一个环境一直遍历到当前环境, 如果有可以运行的就开始运行如果没有, 就进入 idle 环境然后修改系统调用, 具体是修改 syscall.c 里面的 syscall, 具体代码如下 :

3 这里要完成 part a 的话不用添加那么多, 但是我是做完 lab4 再写的, 所以就多加了一些进去现在在 init.c 里面多创建几个环境, 以供测试, 具体如下 : 这里为了达到实验效果, 在 bochs 开始一两秒后要 bochs 关掉, 或者在 sched_yield 里面把多余的调试信息删除掉, 才能看到效果, 不然程序会不断地刷屏又或者把这两句激活, 也可以达到效果的

现在开始实现 sys_exofork 函数 : 这个函数主要是用来创建环境, 这个函数也是整个实验最为难理解的函数之一, 这里将详细解释, 如果讲的不好, 请莫怪, 因为实在比较复杂函数代码不多, 具体如下 : 要理解这个函数, 又要回顾一下中断和异常这方面的知识 : 我们可以大体的把 cpu 的中断和异常弄成四类,fault trap interrupt( 用户调用 ) abort

4 现在开始实现 sys_exofork 函数 : 这个函数主要是用来创建环境, 这个函数也是整个实验最为难理解的函数之一, 这里将详细解释, 如果讲的不好, 请莫怪, 因为实在比较复杂函数代码不多, 具体如下 : 要理解这个函数, 又要回顾一下中断和异常这方面的知识 : 我们可以大体的把 cpu 的中断和异常弄成四类,fault trap interrupt( 用户调用 ) abort 不好用中文翻译, 关于那个中断号我们这里都用 call 来做说明, 中断和异常进行特权级的切换 ( 只要设计者愿意, 可以在任何特权级间切换 ), 而 call 是不能的,call tss 段也可以切换, 但是只能同特权级或者高特权级到低特权级的切换现在我们先不管特权级那么如 call function, 在 function 执行之前,cpu 先把 cs,eip( 如果是段内的话, 就只入栈 eip) 入栈, 这里最值得关注的是 eip, 在 call 指令下,eip 是执行 call 的下一条指令的, 所以当 function 执行完之后, 也就是 ret 之后 ( 弹出所有刚才入栈的东西 ), 程序在 call 的下一条指令执行中断不仅入栈 cs eip, 它还会入栈 ss esp eflag cs eip errno interrupt num 这里的 interrupt 跟 call 是完全一样的, 而且是程序员调用的有些也不是, 例如键盘中断, 总之它是一些好的情况, 下面三个都是坏的情况对于 fault 跟 call 不一样的地方就是 eip 的问题,eip 是指向引发异常的指令的, 就是如果指令 mov eax ebx, 引起 fault, 那么 eip 就指向这条指令, 然后处理完之后,cpu 重新执

行 mov eax ebx 这里特别注意,fault 都是不能由程序员调用的, 是硬件发出的对于 trap,trap 跟 interrupt 是一样的, 但是它也是硬件发出, 例如溢出, 处理完后, 运行下一条指令, 还有就是 trap 执行时 eflag 的 if 位不会置位,interrupt 会的对于 abort, 这个不允许程序或者任务继续执行, 是用来报告错误的讲了一大堆之后,

5 行 mov eax ebx 这里特别注意,fault 都是不能由程序员调用的, 是硬件发出的对于 trap,trap 跟 interrupt 是一样的, 但是它也是硬件发出, 例如溢出, 处理完后, 运行下一条指令, 还有就是 trap 执行时 eflag 的 if 位不会置位,interrupt 会的对于 abort, 这个不允许程序或者任务继续执行, 是用来报告错误的讲了一大堆之后, 现在来看看函数的返回值机制, 函数的返回值总是放在 eax 中, 这也就是为什么我们的函数只能返回一个值的缘故讲了这么多废话, 现在开始进入正题 : 这句代码是在 dumbfork.c 里面我们为了便于理解可以写成 : int i = sys_exofork(); envid = i; sys_exofork() 是一个 interrupt, 按照之前写的我们可以知道它入栈的 eip 是指向 envid = i 的, 也就是 sys_exofork 执行完之后要执行 envid = i 这句代码那么 exofork 做了什么呢? 这个我们从上面代码可以清楚的看到, 它在申请了一个新的环境, 然后把父环境的寄存器复制进去, 然后把 tf ->eax 变成 0 注意这里不是 eax 寄存器,tf 是用来还原寄存器用的这时候, 由实验 3 我们可以知道父环境中 tf ->eip 是指向 envid = i 这条指令, 请看 trapencry.c 这个文件然后函数返回, 中断返回,cs 和 eip,eflag,ss,esp 出栈, 父环境运行 envid = i 这行代码这时候, 父环境设置子环境的各种东西, 地址映射之类, 下面会讲, 总之就是让子环境可以运行吧然后父环境调用 sched_yield, 然后刚才建的子环境被还原子环境中的 tf 是 eip 指向 envid = i 这句代码, 然后 eax 被设置成 tf ->eax 就是刚才设置的 0, 所以 envid = i 也就是 envid = eax = tf->eax=0 多么绝妙的思想啊!!!!!!!!!!!!! 现在实现 sys_env_set_status 函数 : 这个这个函数就是把环境设置成可以运行和不可以运行, 代码如下 : 现在实现函数 sys_page_alloc: 这个函数的功能就是分配一个内存也给 envid 对应的 env, 并且映射到地址 va 处

srcva 对应的页映射到 dstenvid 中的 dstva 处, 具体代码实现如下 : 函数 static int

6 函数 static int sys_page_map(envid_t srcenvid, void *srcva, envid_t dstenvid, void *dstva, int perm) 作用是把 srcenvid 中 srcva 对应的页映射到 dstenvid 中的 dstva 处, 具体代码实现如下 : 函数 static int sys_page_unmap(envid_t envid, void *va) 解除 envid 中 va 映射的页, 具体代码如下 :

这里我们还可以看看 envid2env 这个函数, 如果输入是 0 就返回当前环境, 代码就不贴了此时, 在

c 里面的一个函数, 这个函数是 duppage 写得很有意思这个函数的具体操作是 : 先给子环境分配一个页 (

由于现在是在父环境中运行, 用的是父进程的地址空间, 所以需要这样做然后把父进程中 addr 对应页的内容复制到

7 这里我们还可以看看 envid2env 这个函数, 如果输入是 0 就返回当前环境, 代码就不贴了此时, 在 init.c 里面修改代码就可以看到相应效果现在进入 PART B 我们先看看 dumbfork.c 里面的一个函数, 这个函数是 duppage 写得很有意思这个函数的具体操作是 : 先给子环境分配一个页 ( 我们暂时叫做 pg), 并映射到 dstenv 的 addr 上然后把 pg 映射到父环境的地址 UTEMP 中, 由于现在是在父环境中运行, 用的是父进程的地址空间, 所以需要这样做然后把父进程中 addr 对应页的内容复制到 UTEMP 中, 然后删除父环境中 UTEMP 的映射, 这里并没有删除页, 因为它还映射到子环境中, 就是说 pp_ref > 0

*tf) 这个函数的作用是设置好调用缺页处理函数的参数, 缺页处理函数的参数和堆栈, 参数是一个命名为 UTrapframe 的数据结构, 堆栈是以 UXSTACKTOP 为栈顶的堆栈先看这两句代码

8 EX 4 sys_env_set_pgfault_upcall 函数, 代码如下 : 代码很简单, 一看就可以明白 EX 5 要完成 ex5, 首先要在中断哪里设置好 page_fault 的入口, 这里在 dispatch 函数里面已经设置过了, 具体参照本文档前面关于 dispatch 的实现然后是 : void page_fault_handler(struct Trapframe *tf) 这个函数的作用是设置好调用缺页处理函数的参数, 缺页处理函数的参数和堆栈, 参数是一个命名为 UTrapframe 的数据结构, 堆栈是以 UXSTACKTOP 为栈顶的堆栈先看这两句代码 : 因为 pagefault 是一个中断, 所以 tf 里面放的是什么大家应该比计较清楚, 如果不清楚请参照 trapentry.s 以及其它函数这两句代码的作用是判断是不是迭代的缺页中断, 这里有一个

UXSTACKTOP - PGSIZE, UXSTACKTOP-1 之间 >USTACKTOP 然后是下面的代码 : 以上代码就是填充 utf 结构的代码, 其中值得注意的一句是这里把原来的栈换成新的栈然后运行

9 值得注意的地方就是, 为什么要 -4 呢? 这是因为我们还要留 4 个字节把指向 utf 的 esp 放到堆栈里面, 这样它就可以作为参数传递给以后的函数如下 : 至于为什么要这样判断是否迭代, 原因很简单, 就是因为如果是缺页中断迭代,esp 肯定在 UXSTACKTOP - PGSIZE, UXSTACKTOP-1 之间 >USTACKTOP 然后是下面的代码 : 以上代码就是填充 utf 结构的代码, 其中值得注意的一句是这里把原来的栈换成新的栈然后运行 env_run, 现在 cpu 切换到用户态 ( 这很重要, 因为它会影响到 ret 指令的操作, 同级返回 ret 指令只 pop eip, 不同特权级会 pop ip 和 pop cs, call 指令道理一样 ), 为什么? 因为这里的还原的 cs 是用户态的 cs 刚看这里也不会明白, 如果要弄明白它到底是什么葫芦卖什么药, 我们要结合下面的代码 (pfentry.s):

由 intel 手册可以知道中断的入栈具体入栈情况如下 : 无特权级转换有特权级转换这里我们还有一点要提到的是当 cpu 切换到内核的时候, 内核的堆栈从哪里得到, 答案就是从 TSS 里面得到,JOS

10 现在开始重点研究栈的结构, 结合实验 2, 我们可以知道进入中断之后系统的堆栈情况, 如下图 : eip esp Trapframe 结构实际的 esp 这里又出现一个重要问题, 这里看看现在的堆栈情况到底 Trapframe 里面的 esp 和 ss 是什么? 由 intel 手册可以知道中断的入栈具体入栈情况如下 : 无特权级转换有特权级转换这里我们还有一点要提到的是当 cpu 切换到内核的时候, 内核的堆栈从哪里得到, 答案就是从 TSS 里面得到,JOS 只定义了一个 TSS 段, 索引是 0x28, 在 idt_init 里面设置的当系统出现缺页中断的时候,cpu 把当前运行指令的 eip( 当前指令的 eip) 入栈, 由实验 2 我们可以知道它是放在 Trapframe 里面的然后又把它放到 utf 里面, 进入缺页处理函数之后, 栈的状态应该是 : esp UTrapframe 结构

因为都在用户态, 段都一样的, 所以这里不用还原段寄存器 popl %esp, 这句代码恢复到用户栈, 即 (USTACKTOP) 在这句代码之前是(UXSTACKTOP) 由于在用户段, 没有段切换, 所以 ret 指令只把 eip pop 出来 ( 对于不同的情况,ret 指令的操作是不一样的 ), 然后程序就会在

11 关于 UTrapframe 里面的结构, 请自己参照 UTrapframe 定义这几句代码是把 eip==tf->eip( 缺页中断的 eip) 放到 eax 里面刚好是指向 eip 的, 请核对 UTrapframe 结构然后把 esp == 外部 esp, 也就是用户程序的 esp( 请看本页第一个图 ) 然后在 eax( 里面是 eip) 放到用户栈里面然后把一大堆寄存器 pop 出来, 这里有个问题, 为什么没有了 cs 和 ss 等段寄存器呢? 因为都在用户态, 段都一样的, 所以这里不用还原段寄存器 popl %esp, 这句代码恢复到用户栈, 即 (USTACKTOP) 在这句代码之前是(UXSTACKTOP) 由于在用户段, 没有段切换, 所以 ret 指令只把 eip pop 出来 ( 对于不同的情况,ret 指令的操作是不一样的 ), 然后程序就会在 eip 哪里继续运行, 这里就是产生缺页中断的代码处 subl $4,%esp 是把 esp 指向刚才压入的 eip,ret 指令将会把它 pop 出来 EX7 set_pgfault_handler 函数 : 这个函数也是相对简单, 但是写完这个函数以后我们应该要明白 pagefault 的调用流程如下 : 缺页中断发生 -> 跳到汇编代码 -> 运行 handler 函数, 就是上面的最后一句代码设置的函数现在可以进入测试 : 修改 init.c, 然后编译运行就可以看到想要的结果

请看上面的描述在 part b 开始哪里现在看看 vpt 和 vpd 到底是怎么回事?

12 static void pgfault(struct UTrapframe *utf) 代码如下 : 这个函数大概就是判断当前缺页的类型是否为 FEC_WR( 缺页中断时有错误码的, 可以根据错误码判断,cpu 自动压入 ), 当前页是否为 PTE_COW 然后把要写的页的内容复制到 PFTEMP, 然后再把地址映射到 PFTEMP, 具体实现跟 duppage 相同, 请看上面的描述在 part b 开始哪里现在看看 vpt 和 vpd 到底是怎么回事? 先看看 env_setup_vm 里面的两句代码, 我们还可以知道 vpt = UVPT 的具体的值是 0xef400000, 也就是高 10 位以后全部是零看下面两句代码 : 由于对 vpt 进行了映射, 所以当代码访问 vpt 的时候会出现下面的情况 : 回顾一下 cpu 在分页的情况下的寻址就很容易看懂下面的图了

13 pgdir vpt pgdir 二级页表的首地址 ( 由于 vpt 的低 12 位都是 0) 这里放的是页描述符 ( 页的物理地址 + 属性 ) 有代码可以知道 vpd 就是把 UVPT 的头 10 位复制到 UVPT 的中间 10, 那样会有什么样的效果呢? pgdir pgdir vpd vpd pgdir 这里放的是二级页表的物理地址 + 权限有了以上基础, 我们可以看看 fork 到底是怎么样运行的主要是理解 for 循环, 其它的都不难理解

就是第 i 个页目录对应的二级页表的首地址, 再加上 j 就是我们要映射的页这里细细想一下就会感到 jos

14 先看 for 循环先对 vpd 进行遍历, 其实就是对 pgdir 进行遍历, 这个有了上面的图很容易理解当找到存在的话, 然后遍历它对应的页这里想一想 vpt + i * NPTENTRIES 对应的是什么? 就是第 i 个页目录对应的二级页表的首地址, 再加上 j 就是我们要映射的页这里细细想一下就会感到 jos 作者思想之精妙现在再回过头来看 pagefault 函数, 就很容易明白了最后看看 duppage 函数

这个函数就是判断当前页是否为用户可写或者 cow(copy on write), 如果不是, 直接映射, 不改属性, 如果是就映射两次,

( 这里要说明一点, 父进程跟子进程是完全隔离的 ) 当父进程建立了一个子进程 ( 环境 ) 之后, 子进程 addr 映射父进程 ( 环境 )

那么子进程里面的数据也变了, 这不是 jos 的设计思想但是如果有上面这句代码的话, 当父进程要写的时候, 同样发生 copy on

15 这个函数就是判断当前页是否为用户可写或者 cow(copy on write), 如果不是, 直接映射, 不改属性, 如果是就映射两次, 并把属性改成 PTE_COW 这里无论父进程还是子进程都要做这个事情为什么呢?( 这里要说明一点, 父进程跟子进程是完全隔离的 ) 当父进程建立了一个子进程 ( 环境 ) 之后, 子进程 addr 映射父进程 ( 环境 ) 的一页 p, 如果我们不复制多一次, 就是没有下面这句代码 : 子进程写 addr 之前, 如果父进程改变 p 的内容, 那么子进程里面的数据也变了, 这不是 jos 的设计思想但是如果有上面这句代码的话, 当父进程要写的时候, 同样发生 copy on write, 所以不会改变原来的那一页的内容, 就是子进程里面的数据也是不会变的改变 init.c 里面的内容, 就可以看到相应的结果现在进入 PART C 首先实现时钟中断, 相对上面的东西, 这个太简单了, 要改的地方是 : trapentry.s

trap.c idt_init 函数 trap_dispatch(struct Trapframe

答案在中断的机制里面, 当系统发生 interrupt 时,eflag 自动把 if 位变 0,trap

16 trap.c idt_init 函数 trap_dispatch(struct Trapframe *tf) 函数 env_alloc 函数 (env.c) 这里设置是让用户程序运行的时候允许硬件中断根据 jos 的要求, 是内核态不能发生中断, 用户态必须发生中断我们这里可能会问当系统切换到内核的时候, 哪里设置了 eflag 让它不能发生中断呢? 答案在中断的机制里面, 当系统发生 interrupt 时,eflag 自动把 if 位变 0,trap 不会我们在我们的代码中把 idt 里面的映射都设为 interrupt, 我们看看 : 0 表示是 interrupt,1 表示是 trap 具体请看上面关于中断的解释

然后把接收数据的进程的状态改成可以运行, 其它判断的不多说了, 比较简单 sys_ipc_recv(void *dstva) 把当前进程阻塞,

17 实现 IPC sys_ipc_try_send(envid_t envid, uint32_t value, void *srcva, unsigned perm) 函数 : 判断 srcva 是否为空, 如果是直接通过传送值, 如果不是进行页映射, 然后把接收数据的进程的状态改成可以运行, 其它判断的不多说了, 比较简单 sys_ipc_recv(void *dstva) 把当前进程阻塞, 然后准备接收数据然后是 int32_t ipc_recv(envid_t *from_env_store, void *pg, int *perm_store) 也比较简单, 不做解释

18 ipc_send(envid_t to_env, uint32_t val, void *pg, int perm) 函数这以后就可以进行进程通信了如果前面没有改 syscall 函数, 现在可以把它改好, 但是如果是按照上面做下来, 应该就改了然后修改 init.c 就可以见到相应结果源代码可以通过邮箱叫我提供!!

1 CPU interrupt INT trap CPU exception

1 CPU interrupt INT trap CPU exception 2 X86 CPU gate 64 16 1 2 5 8 16 16 P DPL 00101 TSS 101 DPL P 1 64 16 1 2 1 1 3 3 5 16 16 16 P DPL 0 D 000 16 110 111 100 D 1=32 0=16 DPL P 1 INT DPL1>=CPL>=DPL CPU