MIT6.828 Lab4 Preemptive Multitasking(下)

2021年7月18日 9点热度 0条评论 来源: 周小伦

Lab4 Preemptive Multitasking(下)

lab4的第二部分要求我们实现fork的cow。在整个lab的第一部分我们实现了对多cpu的支持和再多系统环境中的切换,但是最后分析的时候没有分析环境创建的系统调用,这里先补一下对环境创建的系统调用的分析

recall A续

  1. 这里的分析要从user/dumpfork.c开始
umain(int argc, char **argv)
{
	envid_t who;
	int i;

	// fork a child process
	who = dumbfork();

这里的main函数调用了dumbfork函数。在dumbfork中先执行了sys_exofork这个系统调用来创建新的环境。

这里为新的环境赋予和父环境一样的寄存器信息。并且将新环境的reg_eax寄存器置为0,这表示从子进程返回。而父进程会返回子进程的id。当然这里说的都是环境id。

  1. 从父进程中返回之后会copy父进程的内容到子进程

    // Eagerly copy our entire address space into the child.
    	// This is NOT what you should do in your fork implementation.
    	for (addr = (uint8_t*) UTEXT; addr < end; addr += PGSIZE)
    		duppage(envid, addr);
    
    

    也就是上面这一段。可以发现这段代码还是很简单的。就是逐页来copy父环境的内容---> 子环境中

    问题的关键就是duppage这个函数

    void
    duppage(envid_t dstenv, void *addr)
    {
    	int r;
    
    	// This is NOT what you should do in your fork.
    	if ((r = sys_page_alloc(dstenv, addr, PTE_P|PTE_U|PTE_W)) < 0)
    		panic("sys_page_alloc: %e", r);
    	if ((r = sys_page_map(dstenv, addr, 0, UTEMP, PTE_P|PTE_U|PTE_W)) < 0)
    		panic("sys_page_map: %e", r);
    	memmove(UTEMP, addr, PGSIZE);
    	if ((r = sys_page_unmap(0, UTEMP)) < 0)
    		panic("sys_page_unmap: %e", r);
    }
    

    这里的duppage用到了我们实验中实现的三个系统调用,但是好像真正用到的就是第一个。。后面两个只是在测试,我个人看起来是这样的,如果有问题的话,欢迎大家评论指出

    这里有两个地址需要️注意分别是UTEXTUTEMP

    

    分别表示用户环境的代码段地址和一个用来测试的子环境段。。。

  2. 随后执行sched_yield

    就可以实现类fork操作

Part B: Copy-on-Write Fork

上面的fork操作是会给子进程分配一个新的内存。并且copy父进程的地址空间过去,但我们知道真正的Linux操作系统并不是这样做的而是利用了cow(写时复制)的技术来实现的

1. User-level page fault handling

一个用户级别的cow的fork函数需要知道哪些page fault是在写保护页时触发的,写时复制只是用户级缺页中断处理的一种。
通常建立地址空间以便page fault提示何时需要执行某些操作。例如大多数Unix内核初始只给新进程的栈映射一个页,以后栈增长会导致page fault从而映射新的页。典型的Unix系统会对进程地址空间的不同区域发生的page fault错误执行不同的处理。例如栈上缺页,会分配和映射新的物理内存。.BSS区域缺页会分配新的全0物理页然后映射。在[csapp]书中有对应的内容。

2. Setting the Page Fault Handler

为了处理自己的缺页中断,用户环境需要在JOS内核中注册缺页中断处理程序的入口。用户环境通过sys_env_set_pgfault_upcall系统调用注册它的缺页中断入口。我们在Env结构体中增加了一个新成员env_pgfault_upcall来记录这一信息。
练习8就是让你实现缺页中断的入口,就是你用写时复制,如果修改了该怎么处理,调用哪个程序去处理。我们需要去实现这个sys_env_set_pgfault_upcall

static int
sys_env_set_pgfault_upcall(envid_t envid, void *func)
{
	// LAB 4: Your code here.
	struct Env * env;
	if(envid2env(envid,&env,1)<0)return -E_BAD_ENV;//先判断进程可不可以用
	env->env_pgfault_upcall=func;//意思就是处理中断的时候用func 这个函数。

	return 0;
	//panic("sys_env_set_pgfault_upcall not implemented");
}

3.Normal and Exception Stacks in User Environments

当缺页中断发生时,内核会返回用户模式来处理该中断。我们需要一个用户异常栈,来模拟内核异常栈。JOS的用户异常栈被定义在虚拟地址UXSTACKTOP。

4. Invoking the User Page Fault Handler

您现在需要更改kern / trap.c中的页面故障处理代码,以处理在用户模式下发生的页面故障。在故障处理程序中需要做下面的事情。

  1. 判断curenv->env_pgfault_upcall是否设置。如果没有的话则直接销毁该进程
  2. 修改esp,切换到用户异常栈
  3. 在栈中压入UTrapframe结构
  4. eip设置为curenv->env_pgfault_upcall,然后回到用户态执行curenv->env_pgfault_upcall处的代码

UTrapframe结构如下:

                    <-- UXSTACKTOP
trap-time esp
trap-time eflags
trap-time eip
trap-time eax       start of struct PushRegs
trap-time ecx
trap-time edx
trap-time ebx
trap-time esp
trap-time ebp
trap-time esi
trap-time edi       end of struct PushRegs
tf_err (error code)
fault_va            <-- %esp when handler is run

Exercise 9.

Implement the code in page_fault_handler in kern/trap.c required to dispatch page faults to the user-mode handler. Be sure to take appropriate precautions when writing into the exception stack. (What happens if the user environment runs out of space on the exception stack?)

// LAB 4: Your code here.
	// mustbe set upcall
	if (curenv->env_pgfault_upcall) {
		uintptr_t stack_top = UXSTACKTOP;
		if (UXSTACKTOP - PGSIZE < tf->tf_esp && tf->tf_esp < UXSTACKTOP) {
			stack_top = tf->tf_esp;
		}
		uint32_t size = sizeof(struct UTrapframe) + sizeof(uint32_t);
		user_mem_assert(curenv, (void *)stack_top - size, size, PTE_U | PTE_W);
		struct UTrapframe *utr = (struct UTrapframe *)(stack_top - size);
		utr->utf_fault_va = fault_va;
		utr->utf_err = tf->tf_err;
		utr->utf_regs = tf->tf_regs;
		utr->utf_eip = tf->tf_eip;
		utr->utf_eflags = tf->tf_eflags;
		utr->utf_esp = tf->tf_esp;				

		curenv->env_tf.tf_eip = (uintptr_t)curenv->env_pgfault_upcall;
		curenv->env_tf.tf_esp = (uintptr_t)utr;
		env_run(curenv);			//重新进入用户态
	}

User-mode Page Fault Entrypoint

现在需要实现lib/pfentry.S中的_pgfault_upcall函数,该函数会作为系统调用sys_env_set_pgfault_upcall()的参数。

Exercise 10.

实现lib/pfentry.S中的_pgfault_upcall函数。

	// LAB 4: Your code here.
	addl $8, %esp // skip utf_fault_va and utf_err
	// Restore the trap-time registers.  After you do this, you
	// can no longer modify any general-purpose registers.
	// LAB 4: Your code here.
	movl 40(%esp), %eax
	movl 32(%esp), %edx
	movl %edx, -4(%eax)
	popal
	addl $4, %esp
	// Restore eflags from the stack.  After you do this, you can
	// no longer use arithmetic operations or anything else that
	// modifies eflags.
	// LAB 4: Your code here.
	popfl
	// Switch back to the adjusted trap-time stack.
	// LAB 4: Your code here.
	popl %esp
	// Return to re-execute the instruction that faulted.
	// LAB 4: Your code here.
	lea -4(%esp), %esp		
	ret

Exercise 11.

完成lib/pgfault.c中的set_pgfault_handler()

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");
		if (sys_page_alloc(0, (void *)(UXSTACKTOP-PGSIZE), PTE_W | PTE_U | PTE_P) < 0)
		{
			panic("set_pgfault_handler:sys_page_alloc failed!\n");
		}
		sys_env_set_pgfault_upcall(0, _pgfault_upcall);		
	}

	// Save handler pointer for assembly to call.
	_pgfault_handler = handler;
}

5. 追踪一次页故障的发生

  1. 首先发生页故障的时候就会先通过IDT表找到对应的handler

  2. 然后进入trap.ctrap_dispatch()对于页故障会进入我们指定好的page_fault_handler函数

  3. 在这里要做的事情就是把utr寄存器初始化好,随后重新进入用户态

  4. 追踪了半天终于成功进入用户状态了。

    这里有注意到地方如果你直接用在env_run(curenv)用n的话则会一直跳出去,我这里用si追踪终于进入了用户状态,看见一个正常的地址还是很开心的

  5. 实际上这里就是在lib/pfentry.S中的_pgfault_upcall

    当然在进入这里之前我们已经设置好了_pgfault_handler

    通过在我们user env中调用了位于lib/pgfault.c中我们上述实现的set_pgfault_handler函数

    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");
    		if (sys_page_alloc(0, (void *)(UXSTACKTOP-PGSIZE), PTE_W | PTE_U | PTE_P) < 0)
    		{
    			panic("set_pgfault_handler:sys_page_alloc failed!\n");
    		}
    		sys_env_set_pgfault_upcall(0, _pgfault_upcall);		
    	}
    	// Save handler pointer for assembly to call.
    	_pgfault_handler = handler;
    }
    
  6. 这里调用的call *%eax实际上就是调用了指定的handler函数。

    对于 user/faultalloc.这个用户程序而言,就是下面这个函数

  7. 随后我们完成了对于故障处理的全部过程,所以应该返回故障发生的地方继续执行

    // LAB 4: Your code here.
    	addl $8, %esp // skip utf_fault_va and utf_err
    	// Restore the trap-time registers.  After you do this, you
    	// can no longer modify any general-purpose registers.
    	// LAB 4: Your code here.
    	movl 40(%esp), %eax
    	movl 32(%esp), %edx
    	movl %edx, -4(%eax)
    	popal
    	addl $4, %esp
    	// Restore eflags from the stack.  After you do this, you can
    	// no longer use arithmetic operations or anything else that
    	// modifies eflags.
    	// LAB 4: Your code here.
    	popfl
    	// Switch back to the adjusted trap-time stack.
    	// LAB 4: Your code here.
    	popl %esp
    	// Return to re-execute the instruction that faulted.
    	// LAB 4: Your code here.
    	lea -4(%esp), %esp		
    	ret
    

    上面这一堆汇编代码看起来非常麻烦。

    实际上他要做的就是把esp寄存器设置成原来故障发生前的esp。

    并且把eip寄存器设置成故障发生的地方,表示接下来要继续执行这里。

6. Implementing Copy-on-Write Fork

partB的最后就是要让我们实现写时复制的功能,在dumpfork函数中我们已经有过类似的fork函数,只不过这里我们要实现cow的fork。整个fork函数的流程如下

  1. 父进程将pgfault函数作为c语言实现的页处理错误,会用到之前lab中实现set_pgfault_handler的函数
  2. 父进程会调用sys_exofork创建一个子进程
  3. UTOP之下的在地址空间里的每一个可写或cow的页,父进程就会调用duppage它会将cow页映射到子进程的地址空间,然后重新映射cow页到自己的地址的空间。duppage将COW的页的PTEs设置为不能写的,然后在PTE的avail域设置PTE_COW来区别 copy-on-write pages及真正的只读页。
  4. 父进程为子进程设置用户页错误入口
  5. 子进程现在可以运行,然后父进程将其标记为可运行

当父子进程试图写一个尚未写过的copy-on-write页写时,就会产生一个页错误。下面是用户页错误处理的控制流:

  1. 内核把页错误传递到_pgfault_upcall,调用fork()的pgfault()处理页错误。
  2. pgfault()检查错误码是否等于FEC_WR,这表示这是一个写页错误。同时检测对应页的PTE标记为PTE_COW。否则直接panic。
  3. pgfault()分配一个映射在一个临时位置的新的页,然后将错误页中的内容复制进去。然后页错误处理程序映射新的页到引起page fault的虚拟地址,并设置PTE具有读写权限。

用户级的lib/fork.c必须访问用户环境的页表完成以上的几个操作(例如将一个页对应的PTE标记为PTE_COW。内核映射用户环境的页表到虚拟地址UVPT的用意就在于此。它使用了一种聪明的手段让用户代码很方便的检索PTE。lib/entry.S设置uvptuvpd使得lib/fork.c中的用户代码能够轻松地检索页表信息。

Exercise 12.

Implement fork, duppage and pgfault in lib/fork.c.

关于这个fork的具体实现细节和深入思考,请看这里

1. pgfault实现

  • pgfault的作用就是创建一个临时页用来写入的。所以这里的新页必须设置PTE_W

  • 这里必须要按照实验给的要求判断err & FEC_WR以及发生错误的页是一个cow的页

static void
pgfault(struct UTrapframe *utf)
{
	void *addr = (void *) utf->utf_fault_va;
	uint32_t err = utf->utf_err;
	int r;

	// Check that the faulting access was (1) a write, and (2) to a
	// copy-on-write page.  If not, panic.
	// Hint:
	//   Use the read-only page table mappings at uvpt
	//   (see <inc/memlayout.h>).

	// LAB 4: Your code here.

	// Allocate a new page, map it at a temporary location (PFTEMP),
	// copy the data from the old page to the new page, then move the new
	// page to the old page's address.
	// Hint:
	//   You should make three system calls.
	if ( !((err & FEC_WR) && (uvpd[PDX(addr)] & PTE_P) &&  (uvpt[PGNUM(addr)] & PTE_P) && (uvpt[PGNUM(addr)] & PTE_COW))) {
		panic("must be above reason");
	}
	// LAB 4: Your code here.
	if ((r = sys_page_alloc(0,PFTEMP,PTE_W | PTE_U | PTE_P) < 0)) {
		panic("alloc map error, error nubmer is %d\n",r);
	}
	// addr pgsize assign
	addr = ROUNDDOWN(addr, PGSIZE);
	memcpy((void *)PFTEMP,addr,PGSIZE);
	// 
	r = sys_page_map(0,(void *)PFTEMP,0,addr,PTE_W | PTE_U | PTE_P);
	if (r < 0) {
		panic("sysmap error");
	}
	r = sys_page_unmap(0,(void *) PFTEMP);
	if (r < 0) {
		panic("page_unmap error");
	}
	// panic("pgfault not implemented");
}

2. duppage的实现

  • 首先明确这个函数的功能就是把制定的pn页从父进程映射到子进程中
  • 并且映射过去要把它标记成COW
  • 这里一个主意点是这里先将子进程(子环境)的页标记成了cow具体原因见链接
static int
duppage(envid_t envid, unsigned pn)
{
	int r;

	// LAB 4: Your code here.
	// panic("duppage not implemented");
	void * va = (void *)(pn * PGSIZE);
	if ( (uvpt[pn] & PTE_W) || (uvpt[pn] & PTE_COW)) {
		r = sys_page_map(0, va, envid, va, PTE_COW | PTE_P | PTE_U);
		if (r < 0)  {
			return r;
		}
		r = sys_page_map(0,va, 0,va, PTE_U | PTE_COW | PTE_P);
		if (r < 0) {
			return r;
		}
	} else  {
		r = sys_page_map(0,va,envid,va, PTE_P | PTE_U);
		if (r < 0) {
			return r;
		}
	}
	return 0;
}

3. fork的实现

最后就是fork的实现

  • 首先通过系统调用sys_exofork创建一个子环境。
  • 如果返回的是0(也就是如果在子环境中)则直接运行
  • 否砸在父环境中要完成copy操作
  • 这里的我们要从UTEXT开始到USTACKTOP为止依次check所有的页,把属于当前父进程的页copy和子进程
  • 这里要分配一个页来表示用户进程的异常栈。异常栈的作用在上面已经说过了。
envid_t
fork(void)
{
	// LAB 4: Your code here.
	// panic("fork not implemented");
	envid_t envid;
	int r;
	unsigned pn;
	set_pgfault_handler(pgfault);
	envid = sys_exofork();
	if (envid < 0) {
		panic("sys_exofork: %e", envid);
	}
	if (envid == 0) {
		// we are children
		thisenv = &envs[ENVX(sys_getenvid())];
		return 0;
	}
	// for parent
	for (pn=PGNUM(UTEXT); pn<PGNUM(USTACKTOP); pn++){ 
            if ((uvpd[pn >> 10] & PTE_P) && (uvpt[pn] & PTE_P))
                if ((r =  duppage(envid, pn)) < 0)
                    return r;
	}
	if ((r = sys_page_alloc(envid,(void *) (UXSTACKTOP - PGSIZE), (PTE_U | PTE_P | PTE_W))) < 0) {
		 panic("error");
	}
	extern void _pgfault_upcall(void); //缺页处理
	if((r = sys_env_set_pgfault_upcall(envid, _pgfault_upcall)) < 0){
			panic("sys_set_pgfault_upcall:%e", r);
	}
	if ((r = sys_env_set_status(envid, ENV_RUNNABLE)) < 0)//设置成可运行
            return r;
	return envid; 
}

好了上面就是partB的所有内容,做完之后就可以通过partB的测试

Recall PartB

当然在进入PartC之间,照例的分析一下partB。这里发现一个清华小姐姐的博客写的很好

对于整个控制流的过程如下

  1. 而在我们partb部分的写时复制的话,我们修改了之前的duppage。在新的cow中我们不需要进行新的page_alloc只需要和父进程完全一样的虚拟地址空间(注意是独立的)
  2. 在上面的博客里大佬有讲解了为什么在page_fault的时候多分配了4字节的空间同时配有图进行分析。

PartC: IPC

在实验4的最后一部分,我们将修改kernel以抢占某些”不配合“的进程【抢占式多任务】,并允许进程之间显式地进行传递消息。

1.Clock Interrupts and Preemption

运行 user/spin 测试程序。这个测试程序fork出一个子进程,这个子进程一旦得到CPU的控制就会spin forever(while(1))。无论是父进程还是kernel都不会重新获得CPU。This is obviously not an ideal situation in terms of protecting the system from bugs or malicious code in user-mode environments, 因为任何用户模式环境只要进入一个无限循环并且永远不退还 CPU,就可能使整个系统陷入停顿(halt)。为了允许内核抢占(preempt )一个运行环境,强制重新控制 CPU,我们必须扩展 JOS 内核来支持来自时钟硬件的外部硬件中断(external hardware interrupts from the clock hardware)。

2. Interrupt discipline

外部中断External Interrupts (即设备中断Device Interrupts)被称为IRQs。有16种可能的IRQs,编号为[0,15]。IRQ 号到 IDT 条目的映射是不固定的。pic_init in picirq.c maps IRQs 0-15 to IDT entries IRQ_OFFSET through IRQ_OFFSET+15

inc/trap.h中,IRQ_OFFSET设置为32(十进制)。因此IDT条目32-47对应于 IRQs 0-15。例如,时钟中断是 IRQ0,因此IDT[IRQ _ offset + 0],即IDT[32]存储了the address of the clock’s interrupt handler routine in the kernel。之所以选择这个IRQ_OFFSET值是为了使设备中断与处理器异常不重叠(事实上,在PC运行 MS-DOS的早期,IRQ_OFFSET实际上是零,这确实在处理硬件中断和处理器异常之间造成了巨大的混乱!)。

在 JOS,与 xv6 Unix 相比,我们做了一个关键的简化。外部设备中断在内核中总是禁用的,而和xv6一致,在用户空间中是启用。外部中断由%eflags寄存器的FL_IF标志位控制(见 inc/mmu.h)。当这个位被设置时,外部中断被启用。虽然这个位可以通过几种方式修改,但是由于我们的简化,在进入和离开用户模式时,我们将只通过保存和恢复%eflags寄存器的过程来处理它。

我们必须确保在用户运行时在用户环境中设置FL_IF标志,以便当中断到来时,它被传递到处理器并由中断代码处理。否则,中断将被屏蔽或忽略,直到中断被重新启用。此前,我们在bootloader的第一条指令中设置了中断屏蔽(masked interrupts),到目前为止我们还没有重新启用过它们。

Exercise 13

Modify kern/trapentry.S and kern/trap.c to initialize the appropriate entries in the IDT and provide handlers for IRQs 0 through 15.

Then modify the code in env_alloc() in kern/env.c to ensure that user environments are always run with interrupts enabled.

Also uncomment the sti instruction in sched_halt() so that idle CPUs unmask interrupts(不屏蔽中断请求).

The processor never pushes an error code when invoking a hardware interrupt handler.

修改kern/trapentry.S和kern/trap.c来初始化IDT中IRQs0-15的入口和处理函数。然后修改env_alloc函数来确保进程在用户态运行时中断是打开的。

模仿原先设置默认中断向量即可,注意在发生硬件中断的时候,不会push error code,在kern/trapentry.S中定义IRQ0-15的处理例程时需要使用TRAPHANDLER_NOEC

  1. trap.c中加入IRQ0-15的处理例程
SETGATE(idt[IRQ_OFFSET + 0],  0, GD_KT, irq_0_handler,  0);
SETGATE(idt[IRQ_OFFSET + 1],  0, GD_KT, irq_1_handler,  0);
SETGATE(idt[IRQ_OFFSET + 2],  0, GD_KT, irq_2_handler,  0);
SETGATE(idt[IRQ_OFFSET + 3],  0, GD_KT, irq_3_handler,  0);
SETGATE(idt[IRQ_OFFSET + 4],  0, GD_KT, irq_4_handler,  0);
SETGATE(idt[IRQ_OFFSET + 5],  0, GD_KT, irq_5_handler,  0);
SETGATE(idt[IRQ_OFFSET + 6],  0, GD_KT, irq_6_handler,  0);
SETGATE(idt[IRQ_OFFSET + 7],  0, GD_KT, irq_7_handler,  0);
SETGATE(idt[IRQ_OFFSET + 8],  0, GD_KT, irq_8_handler,  0);
SETGATE(idt[IRQ_OFFSET + 9],  0, GD_KT, irq_9_handler,  0);
SETGATE(idt[IRQ_OFFSET + 10], 0, GD_KT, irq_10_handler, 0);
SETGATE(idt[IRQ_OFFSET + 11], 0, GD_KT, irq_11_handler, 0);
SETGATE(idt[IRQ_OFFSET + 12], 0, GD_KT, irq_12_handler, 0);
SETGATE(idt[IRQ_OFFSET + 13], 0, GD_KT, irq_13_handler, 0);
SETGATE(idt[IRQ_OFFSET + 14], 0, GD_KT, irq_14_handler, 0);
SETGATE(idt[IRQ_OFFSET + 15], 0, GD_KT, irq_15_handler, 0);
  1. 同时在trapentry.S中添加
TRAPHANDLER_NOEC(irq_0_handler,  IRQ_OFFSET + 0);
TRAPHANDLER_NOEC(irq_1_handler,  IRQ_OFFSET + 1);
TRAPHANDLER_NOEC(irq_2_handler,  IRQ_OFFSET + 2);
TRAPHANDLER_NOEC(irq_3_handler,  IRQ_OFFSET + 3);
TRAPHANDLER_NOEC(irq_4_handler,  IRQ_OFFSET + 4);
TRAPHANDLER_NOEC(irq_5_handler,  IRQ_OFFSET + 5);
TRAPHANDLER_NOEC(irq_6_handler,  IRQ_OFFSET + 6);
TRAPHANDLER_NOEC(irq_7_handler,  IRQ_OFFSET + 7);
TRAPHANDLER_NOEC(irq_8_handler,  IRQ_OFFSET + 8);
TRAPHANDLER_NOEC(irq_9_handler,  IRQ_OFFSET + 9);
TRAPHANDLER_NOEC(irq_10_handler, IRQ_OFFSET + 10);
TRAPHANDLER_NOEC(irq_11_handler, IRQ_OFFSET + 11);
TRAPHANDLER_NOEC(irq_12_handler, IRQ_OFFSET + 12);
TRAPHANDLER_NOEC(irq_13_handler, IRQ_OFFSET + 13);
TRAPHANDLER_NOEC(irq_14_handler, IRQ_OFFSET + 14);
TRAPHANDLER_NOEC(irq_15_handler, IRQ_OFFSET + 15);
  1. 在env_alloc函数中为创建的environment设置中断开启。

    	// Enable interrupts while in user mode.
    	// LAB 4: Your code here.
    	e->env_tf.tf_eflags |= FL_IF;
    
  2. sched_halt()中注释sti指令,设置中断开启,允许接受时钟硬件中断

// Reset stack pointer, enable interrupts and then halt.	asm volatile (		"movl $0, %%ebp\n"		"movl %0, %%esp\n"		"pushl $0\n"		"pushl $0\n"		// Uncomment the following line after completing exercise 13		"sti\n"		"1:\n"		"hlt\n"		"jmp 1b\n"	: : "a" (thiscpu->cpu_ts.ts_esp0));

3. Handling Clock Interrupts

在 user/spin程序中,在子进程第一次运行之后,它只是在循环中spin,内核不再能得到控制权。因此我们需要对硬件进行编程来周期性地产生时钟中断,从而迫使CPU控制权回到内核中,故我们可以在不同的用户环境中切换控制。

通过调用 lapic_init and pic_init(from i386_init in init.c)设置了时钟和中断控制器来生成中断。现在需要编写处理这些中断的代码。

Exercise 14.

需要在内核代码中对时钟中断进行处理,调用之前实现的sched_yield,来调度别的environment使用CPU即可:

	// Handle clock interrupts. Don't forget to acknowledge the	// interrupt using lapic_eoi() before calling the scheduler!	// LAB 4: Your code here.	if (tf->tf_trapno == IRQ_OFFSET + IRQ_TIMER) {        lapic_eoi();        sched_yield();    }

改完上面的代码之后就可以拿到65/80分了

4. Inter-Process communication (IPC)

有非常多进程之间的通信方法,但在这里我们只会实现一个非常简单的方法。实验指导书中有关于一些知识点讲解,但是直接翻译感觉好乱。后面我就直接梳理了

Exercise 15.

1. 实现在kern/syscall.c中的sys_ipc_try_send

  • 按照注释提示中去实现各种判断如必须对奇、perm是否合适
  • 第一个要注意考虑的是这个srcva必须是页对奇的
  • 而且这个srcva要在UTOP之下表示要发送page currently mapped at 'srcva'
  • you should set the checkperm flag to 0,
static int
sys_ipc_try_send(envid_t envid, uint32_t value, void *srcva, unsigned perm)
{
	// LAB 4: Your code here.
	struct Env *rec_env, *cur_env;
	int r;
	// get current env
	envid2env(0,&cur_env,0));
	assert(cur_env);
	if ((r = envid2env(envid, &rec_env,0)) < 0) {
		return r;
	}
	if (!rec_env->env_ipc_recving) {
		return -E_IPC_NOT_RECV;
	}
	if ((uintptr_t)srcva < UTOP) {
		struct PageInfo *pg;
		pte_t *pte;
		// if srcva is not page-aligned
		// 0x1000 - 1=  0x0111
		// if srcva any bit is 1 is not page-aligned
		if ((uintptr_t) srcva & (PGSIZE - 1)) {
			return -E_INVAL;
		}
		// perm is inappropriate is same as the sys_page_alloc
		if(!(perm & PTE_U) || !(perm & PTE_P) || (perm & (~PTE_SYSCALL))){
			return -E_INVAL;
		}
		// srcva is mapped in the caller's address spcae
		if (!(pg = page_lookup(cur_env->env_pgdir,srcva,&pte))) {
			return -E_INVAL;
		}
		// if (perm & PTE_W), but srcva is read-only 
		if ((perm & PTE_W) && !((*pte) & PTE_W)) {
			return -E_INVAL;
		}
		if ((uintptr_t)rec_env->env_ipc_dstva < UTOP) {
			if ((r = page_insert(rec_env->env_pgdir,pg,rec_env->env_ipc_dstva,perm)  < 0)) { 
				return -r;
			}
		}
	}
	rec_env->env_ipc_perm = perm;
	rec_env->env_ipc_value = value;
	rec_env->env_ipc_recving = 0;
	rec_env->env_ipc_from = cur_env->env_id;
	rec_env->env_status = ENV_RUNNABLE;
  rec_env->env_tf.tf_regs.reg_eax = 0;
	return 0;
}

2. 实现sys_ipc_recv函数

static int
sys_ipc_recv(void *dstva)
{
	// LAB 4: Your code here.
	if (((uintptr_t) dstva < UTOP) && ((uintptr_t)dstva & (PGSIZE  - 1))) {
		return -E_INVAL;
	}
	struct Env *cur_env;
	envid2env(0,&cur_env,0);
	assert(cur_env);
	cur_env->env_status = ENV_NOT_RUNNABLE;
	cur_env->env_ipc_recving = 1;
	cur_env->env_ipc_dstva = dstva;
	sys_yield();
	return 0;
}

3. 随后实现在lib/ipc.cipc_recvipc_send函数

  • 如果pg = none就把pg设置成UTOP这样在系统调用里面就不会send page
  • 如果调用sys_ipc_recv成功的话则就会设置参数
int32_t
ipc_recv(envid_t *from_env_store, void *pg, int *perm_store)
{
	// LAB 4: Your code here.
	// panic("ipc_recv not implemented");
	int error;
	if(!pg)pg = (void *)UTOP; //
	if((error = sys_ipc_recv(pg)) < 0){
		if(from_env_store)*from_env_store = 0;
		if(perm_store)*perm_store = 0;
		return error;
	}

	if(from_env_store)*from_env_store = thisenv->env_ipc_from;
	if(perm_store)*perm_store = thisenv->env_ipc_perm;
	return thisenv->env_ipc_value;
}
  • 根据给定的参数目标环境、val、pg、perm调用系统调用发送message
  • 如果得到的error code 不是E_IPC_NOT_RECV则直接panic
void
ipc_send(envid_t to_env, uint32_t val, void *pg, int perm)
{
	// LAB 4: Your code here.
	// panic("ipc_send not implemented");
	if (!pg) {
		pg = (void *)UTOP;
	} 
	int r;
	while((r = sys_ipc_try_send(to_env,val,pg,perm)) < 0) {
		if (r != -E_IPC_NOT_RECV) {
			panic("sys_ipc_try_send error %e\n",r);
		}
		sys_yield();
	}
}
    原文作者:周小伦
    原文地址: https://www.cnblogs.com/JayL-zxl/p/15024720.html
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