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。

UVPT是用户页表的起始地址，PDX(UVPT)取了虚拟地址UVPT的高十位，作为页目录偏移量；e->env_pgdir是该进程的页目录基地址（位于 kseg0 的虚拟地址），因此e->env_pgdir[PDX(UVPT)] 代表页目录的第PDX(UVPT)个页目录项

PADDR(e->env_pgdir)是页目录的物理地址，PTE_V是页表项的有效位

因此这句代码的含义是：把进程页目录的物理地址存在页目录的第PDX(UVPT)个页目录项中，并把有效位置1

进一步，根据自映射的知识我们知道，自映射页目录项$PDE_{self-mapping}$相对于页目录基地址的偏移是$PT_{base}>>22$，也就是这里的PDX(UVPT)

因此，这里实现了页目录的自映射，即让自映射页目录项存储了页目录的物理地址。

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？

通过搜索我们可以找到env.c的load_icode函数中调用了elf_load_seg函数，调用语句为：

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panic_on(elf_load_seg(ph, binary + ph->p_offset, load_icode_mapper, e));

这里传入的e类型为struct Env *e，继续往上找到load_icode的调用，发现在env.c的env_create函数中调用了load_icode，调用语句为：

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load_icode(e, binary, size);

env_create函数中的e是调用env_alloc(&e, 0)新建的env。

由此我们找到了data这一参数的来源：在env_create中新建的Env结构体指针，指向新创建的pcb块，作用是使得load_icode_mapper得到进程的页目录env_pgdir和env_asid。

不可以没有这个参数，因为函数的作用就是向进程的内存中加载一个segment，所以必须能获取该进程的信息

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。

首先检查虚拟地址va是否页对齐，如果不是则需要单独处理offset部分

然后循环处理从i到bin_size的部分，按照整页进行复制

最后检查i，如果i<sgsize说明需求的段长大于实际的段文件长度bin_size，需要在余下部分补0

Thinking 3.4

​ “这里的 env_tf.cp0_epc 字段指示了进程恢复运行时 PC 应恢复到的位置。我们要运行的进 程的代码段预先被载入到了内存中，且程序入口为 e_entry，当我们运行进程时，CPU 将自动 从 PC 所指的位置开始执行二进制码。”

​ 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?

虚拟地址。

env_tf.cp0_epc里面存储的是程序入口地址e_entry，通过查看elf.h我们可以知道e_entry是程序入口的虚拟地址。

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。

在kern/genex.S中

handle_int的实现：

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20 NESTED(handle_int, TF_SIZE, zero)
 21         mfc0    t0, CP0_CAUSE
 22         mfc0    t2, CP0_STATUS
 23         and     t0, t2
 24         andi    t1, t0, STATUS_IM7
 25         bnez    t1, timer_irq
 26 timer_irq:
 27         li      a0, 0
 28         j       schedule
 29 END(handle_int)

handle_tlb mod sys reserved的实现：定义BUILD_HANDLER然后调用

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 4 .macro BUILD_HANDLER exception handler
 5 NESTED(handle_\exception, TF_SIZE + 8, zero)
 6         move    a0, sp
 7         addiu   sp, sp, -8
 8         jal     \handler
 9         addiu   sp, sp, 8
10         j       ret_from_exception
11 END(handle_\exception)
12 .endm
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31 BUILD_HANDLER tlb do_tlb_refill
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33 #if !defined(LAB) || LAB >= 4
34 BUILD_HANDLER mod do_tlb_mod
35 BUILD_HANDLER sys do_syscall
36 #endif
37 
38 BUILD_HANDLER reserved do_reserved

Thinking 3.6

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。

在enable_irq开启，timer_irq处理，处理后关闭

entry.S中实现了exc_gen_entry，这是一个异常分发函数，根据异常的不同类型选择不同的异常处理函数。

env_asm.S文件中实现了函数env_pop_tf

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LEAF(env_pop_tf)
.set reorder
.set at
	sll     a1, a1, 6
	mtc0    a1, CP0_ENTRYHI
	move    sp, a0
	j       ret_from_exception
END(env_pop_tf)

该函数将传入的 asid 值设置到 EntryHi 寄存器中，表示之后的虚拟内存访问都来自于 asid 所对应的进程。另外该函数将sp 寄存器地址设置为当前进程的 trap frame 地址，这样在最后调用 ret_from_exception 从异常处理中返回时，将使用当前进程的 trap frame 恢复上下文。程序也将从当前进程的 epc 中执行（epc 的值在 load_icode 中根据 elf 头设置为程序入口地址）。

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。

首先，模拟器通过kclock_init函数完成时钟中断的初始化，设置了时钟中断发生的频率；然后，调用enable_irq函数开启中断；

在进程运行过程中，若时钟中断产生，则会触发MIPS中断，系统将PC指向 0x800000080，即跳转到 .text.exc_gen_entry代码段，进行异常分发；

由于是中断，判断为0号异常，则跳转到中断处理函数handle_init;

进而判断属于中断中的 IM4(时钟中断)，进而跳转到 timer_irq函数处理；

timer_irq函数调用schedule函数开始进行进程调度；

在schedule函数中，将当前运行的进程控制块curenv取出来；对当前进程的可用时间片数量减一（即 count–;）;当满足以下四种条件之一：

  • 尚未调度过任何进程（curenv == NULL）

  • 当前进程已经用完了时间片（count == 0）

  • 当前进程不再就绪，如：被阻塞或退出（e->env_status != ENV_RUNNABLE）

  • yield 参数指定必须发生切换（yield != 0）

    则进行进程切换：

判断若curven的状态为ENV_RUNNABLE，则把 curven再次插入调度队列的尾部；从调度队列头取出一个进程；将剩余时间片数量设置为新进程的优先级；env_run运行当前选中进程

难点分析

cur_pgdir 是一个在 kern/pmap.c 定义的全局变量，其中存储了当前进程一级页表基地址 位于 kseg0 的虚拟地址。

函数整理

![image-20240424164739200](C:\Users\86199\Documents\A blog\myblog\source_posts\image-20240424164739200.png)

map_segment

  • 声明：void map_segment(Pde *pgdir, u_int asid, u_long pa, u_long va, u_long size, u_int perm)

  • 作用：在一级页表基地址为 pgdir 的页表中做段地址映射，将虚拟地址段 [va,va+size) 映射到物理地址段 [pa,pa+size)，因为是按页映射，要求 size 必须是页面大小的整数倍，同时为相关页表项的权限为设置为 perm。

  • 调用场景：kern/env.c:173: map_segment(base_pgdir, 0, PADDR(pages), UPAGES, ROUND(npage * sizeof(struct Page), PAGE_SIZE), PTE_G);
    kern/env.c:175: map_segment(base_pgdir, 0, PADDR(envs), UENVS, ROUND(NENV * sizeof(struct Env), PAGE_SIZE), PTE_G);

    将内核中的 Page 和 Env 数据结构映射到用户地址，以供用户程序读取。

env_alloc

  • 声明：int env_alloc(struct Env **new, u_int parent_id)

  • 作用：申请并初始化一个进程控制块

  • 调用场景：kern/env.c:365: env_alloc(&e, 0);

    在env_create中用于在初始化过程中创建env

env_create

声明：struct Env *env_create(const void *binary, size_t size, int priority)

作用：创建进程

调用场景：init/init.c通过宏ENV_CREATE_PRIORITY使用

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ENV_CREATE_PRIORITY(user_bare_loop, 1);
ENV_CREATE_PRIORITY(user_bare_loop, 2);

代码解读：

  1. 分配PCB

    env_alloc(&e, 0);

  2. 设置PCB （priority和status）

    e->env_pri = priority;

    e->env_status = ENV_RUNNABLE;

  3. 将程序载入到该进程地址空间

    load_icode(e, binary, size);

    binary是一个二进制的数据数组，数组大小为size，存储的是要创建进程的程序。关于程序的加载，这里应用wokron学长的总结来说明：

    “我们还没有实现文件系统，我们所 “加载” 的程序实际上是被一同编译到内核中的一段 ELF 格式的数据。这段数据中存在标签 binary_user_bare_loop_start 和 binary_user_bare_loop_size，所以我们才可以只通过引用外部变量的形式就 “加载” 了程序文件。”

    TAILQ_INSERT_HEAD(&env_sched_list, e, env_sched_link);

env_setup_vm

  • 声明：static int env_setup_vm(struct Env *e)

  • 作用：初始化新进程的地址空间

  • 调用场景：在env_alloc中初始化用户地址空间

    kern/env.c:242: if ((r = env_setup_vm(e)) != 0)

  • 代码解读：

    1. 申请物理页
    2. 复制模板页表
    3. 实现自映射

elf_load_seg

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

  • 作用：加载ELF文件的一个 segment到内 存

  • 代码解读：

    1. 加载va最前端未对齐的部分
    2. i到bin_size对齐的部分按照整页进行加载
    3. 如果存在bin_size到sg_size之间为空但是需要分配的部分，置空

load_icode

  • 声明：static void load_icode(struct Env *e, const void *binary, size_t size);

  • 作用：加载可执行文件 binary 到进程 e 的内存中

  • 代码解读：

    1. 用elf_from得到可执行文件的elf_header
    2. 遍历elf文件的每个segment，并调用elf_load_seg加载到内存
    3. 将e->env_tf.cp0_epc 设置为程序入口虚拟地址 ehdr->e_entry

load_icode_mapper

  • 声明：static int load_icode_mapper(void *data, u_long va, size_t offset, u_int perm, const void *src, size_t len);
  • 作用：作为elf_load_seg的回调函数map_page, 完成单个页面的加载过程
  • 代码解读：
    1. 用page_alloc申请物理页p
    2. 从src复制 len bytes到页内偏移为offset处（如果src不为空）
    3. 建立物理页p到进程页表中虚拟地址va的映射

schedule

  • 声明：void schedule(int yield)
  • 作用：进程调度

时钟中断

时间片：进程被允许运行的时间，用时钟中断的个数来衡量

当时钟中断产生时，当前运行的进程被挂起，MOS 需要在调度队列中选取一个合适的进程 运行。

时钟中断的初始化发生在调度执行每一个进程之前。从代码角度，就是在 env_pop_tf 中调用了宏 RESET_KCLOCK，随后又在宏 RESTORE_ALL 中恢复了 Status 寄存器，开启了中断。