OS-做一个简单的shell

BUAA-OS lab3实验报告，关于mos系统的进程模式的实现以及进程时间片调度的实现。

lab3_log

实验要求

• 创建一个进程并成功运行
• 实现时钟中断
• 实现两个进程之间的调度

相关文件解读

• include/trap.h: 定义了Trapframe结构体，用于在进程调度时保存当前进程上下文环境
• include/env.h: 定义了实现PCB的Env结构体(这个很重要，包含了一个进程所需要的所有的信息)，与一系列进程相关的函数

思考题

Thinking 3.1

Thinking 3.1 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。

• 其中UVPT的起始地址是页表项的起始虚拟地址，PDX获得的是这个虚拟地址的页目录号。
  • 这个页目录项就是指向页目录自身的页目录项，我们通过PADDR(e->env_pgdir)来获取页目录(这个页目录就是页表中的一页)的物理地址。
• 自映射的意义即是我只需要知道二级页表的初始地址，我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

Thinking 3.2 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？

• elf_load_seg函数再load_icode函数中被调用，我们可以看到注释中写道它在lib/elfloader.c中被定义，我们可以看到它的最后一个参数data被传入load_icode的形参e，然后最后在load_icode_mapper里又被转换为了Env*，并将src写的页面插入了env的页表中。
• data参数实现了重定位，实现了解耦合，可以实现函数的复用与拓展

Thinking 3.3

Thinking 3.3 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。

• elf_load_seg的作用是将elf文件的段加载到内存，我们看它传入了一个文件头的参数，与二进制文件（数组）的参数，以及一个回调方法和参数。通过这个文件头读取这个文件的信息，然后通过回调函数把二进制文件写入data的页中。

Thinking 3.4

Thinking 3.4 思考上面这一段话，并根据自己在 Lab2 中的理解，回答：
• 你认为这里的 env_tf.cp0_epc 存储的是物理地址还是虚拟地址?

• mips是冯诺依曼体系结构，指令和数据不分别存储，所以指令也在内存里，也遵循内存管理的虚拟地址结构，所以cp0中应该是虚拟地址。

Thinking 3.5

Thinking 3.5 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。

• 通过查找功能找到
• handle_int在kern/genex.S中有个显式的函数中在处理
• 而其他三个都是通过宏定义重复调用实现的。在kern/genex.S找到了下面语句：

#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

Thinking 3.6 阅读 init.c、kclock.S、env_asm.S 和 genex.S 这几个文件，并尝试说出enable_irq 和 timer_irq 中每行汇编代码的作用。

LEAF(enable_irq)
	li      t0, (STATUS_CU0 | STATUS_IM4 | STATUS_IEc)
	mtc0    t0, CP0_STATUS
	jr      ra
END(enable_irq)

• 上面是enable_irq，作用是开启中断。接下来是由kern/entry.S中的函数获得中断函数的入口。
  • 开启中断的方式就是写CP0寄存器

timer_irq:
	sw      zero, (KSEG1 | DEV_RTC_ADDRESS | DEV_RTC_INTERRUPT_ACK)
	li      a0, 0
	j       schedule

• timer_irq，作用是跳转到schedule中，执行调度。
• 具体的实现是给一个地址写入了一个0，大致的意思应该是立即执行
  • KSEG1 | DEV_RTC_ADDRESS 是模拟器（GXemul）映射实时钟的位置
  • INTERRUPT_ACK 意思是中断执行。
• 然后给传入了一个参数，a0=0
  • 看到这个参数对应schedule函数中的yield，也就是说不使用yield指定强制切换。

Thinking 3.7

Thinking 3.7 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。

• mos操作系统发生时钟中断的时候就会最终调用一次schedule函数。
• 而这个函数会把env_sched_list中的进程循环执行。
  • 每次调用减少当前进程的一个时间片。
  • 减到0，就把这个进程放到队尾，取出队首的进程执行。

Exercise3.1-3.2

• 两个队列：env_free_list, env_sched_list；一个用到lab2的LIST结构，另一个用到TAILQ的双端队列结构。相关宏都定义在include/queque.h中
• 实现kern/env.c中的env_init函数：
  • 首先我们看到了一个东西__attribute__((aligned(BY2PG)))
  • 然后就是两步走
    • 初始化上述两个队列，注意LIST_INIT，TAILQ_INIT是传地址进去的。
    • 然后反着来，将序号从大到小插到env_free_list的表头。
• 然后实现map_segment函数，实现段地址映射的函数，将一段连续的物理页面，映射到一段连续的虚拟地址。
  • 只需要补一句，就是把传入的参数中的pa与va每次同时增加BY2PG的大小的地址通过page_insert函数建立起联系。
  • 但是要注意page_insert函数需要传入page*，所以要用到pa2page。
• 模板页目录base_pgdir的作用：各个进程的页目录都从这里取项，就不需要占用多个页的孔吉纳来构造多个进程。

Exercises3.3-3.4

• 设置进程控制块PCB：从env_free_list中取出一块，并完成设置。（在env_alloc中完成）
  • 其中设置过程需要为进程初始化配置用户地址空间，需要调用env_setup_vm来完成。
  • 理解进程地址空间的分布：4G的虚拟地址空间，ULIM(0x8000_0000)往上是内核，往下是kuseg。然后ULIM~UVPT(user virtual page table)是用户进程的页表，UVPT~UTOP(user top)是所有进程共享的只读空间。再往下就是用户的可读写空间了。
• 再来完成env_alloc函数
  • 每个进程需要有自己的Trapframe(env_tf)来存放当时的进程的上下文，而我们看Trapframe结构体(include/trap.h中)就能够知道，内容就是我们看到的mipsR3000处理器中的一些寄存器，包括32个通用寄存器，与cp0中的几个寄存器(其中SR寄存器（status register）代表了CPU的运行状态)。
  • asid_alloc函数的用法，阅读源代码，是要传入一个指针，asid写在指针指向的地址里。
  • alloc中没有页面了要返回-E_NO_FREE_ENV(教程不讲！！！！)
  • asid分配不上了要返回错误，所以需要用r来存下返回值。

Exercise3.5-3.8

• 这几步主要是加载可执行文件，创建进程并执行
• 首先加载二进制镜像：
  • 给出了四个函数，四个函数的调用关系是：load_icode调用elf_from与elf_load_seg两个函数，elf_load_seg调用load_icode_mapper。
  • 要完成load_icode_mapper（这个函数完成单个页面的加载过程，由elf_load_seg函数调用。
    • 注意page转换成虚拟地址。
• 然后就是env_creat函数创建进程：
  • 这是内核初始化直接创建，不是通过fork
  • 创建需要先分配一个新的Env结构体，然后设置控制块，再将程序装载即可
• 最后可以进行进程的创建与切换了。
  • 通过env_run函数，从现在的进程切换至传入的e进程。（进程上下文就是进程执行时所有寄存器的状态。）
  • 根据切换运行进程的流程编写相应的代码。
    • 保存进程上下文
    • 切换PCB（curenv）
    • 切换页表
    • tf出栈，恢复现场

这里的实现过程其实也体现了调用关系，先实现的被后实现的调用

Exercise3.9-3.12

• kern/entry.S函数的理解。
  • 保存当前上下文。
  • 以异常码为索引index从数组中，取得函数的入口地址，然后跳转。
• 通过kernel.lds来链接CPU异常与TLBmiss异常的处理程序入口。
• kclock_init初始化时钟
  • 在一个地址处写入时钟周期。
  • 这里主要弄清楚在时钟中断的过程中发生了一些什么调用
    • 教程是以首次时钟中断为例，mips_init函数中，在用kclock_init完成时钟初始化之后，调用enable_irq开启中断。然后就是由上面提到的kern/entry.S中的函数获得中断函数的入口。
    • 中断处理函数是handle_int，在判断完能够中断后，调用timer_irq执行中断处理。
    • 而这个处理函数的作用就是跳转到schedule中，执行调度。
• 实现schedule函数，该函数的作用是：
  • 关于static int count;
    • 一次声明重复使用。
  • schedule中使用时间片轮转的方式，但是优先级高的进程的时间片长。

实验体会

• 这一章里实现了创建进程到运行到调度。
• 让我更加理解了进程的本质，与调度中需要做的一些事情。
• 感觉确实难度比lab2稍低一些，因为各个函数的调用关系比较的紧密且明朗。前后需要做的工作也比较的有条理。
• 理解了整体每个函数的作用与关系，了解了整个工程的层次结构，其实具体的实现还是一件比较次要的事情。