os-lab3

本文最后更新于 2024年9月6日 下午

1.思考题

3.1

e->env_pgdir[PDX(UVPT)] = PADDR(e->env_pgdir) | PTE_V中，

UVPT：用户页表的起始处的内核虚拟地址

PDX(UVPT)：UVPT所处的页目录号（即 UVPT 处于第 PDX(UVPT) 个页目录项所映射的4MB空间；联系 UVPT 的含义，因此页目录也被第PDX(UVPT)映射）

e->env_pgdir：进程 e 的页目录的内核虚拟地址

PADDR(e->env_pgdir)：进程 e 的页目录的物理地址

PADDR(e->env_pgdir) | PTE_V：页目录的物理基地址加上权限位

页目录基地址=UVPT+UVPT>>10

页目录的Page number=(UVPT+UVPT>>10)>>12;

页目录中映射到页目录基地址的项A的地址=UVPT+Page number*4=UVPT+UVPT>>10+UVPT>>20

页表项A所在的页目录号=（项的地址-页目录基地址）/4=UVPT>>20>>2=PDX(UVPT)

e->env_pgdir[PDX(UVPT)]:代表项A中存储的物理页号和权限位，即页目录的物理基地址加权限位

3.2

data是传入的进程控制块指针，在load_icode_mapper中有struct Env *env = (struct Env *)data;
在建立虚拟地址到物理地址的页表映射的时候提供env_pgdir和env_asid；
如果没有data，load_icode_mapper就不能知道当前进程空间的页目录基地址和asid。

3.3

  1. 若va不按照PAGE_SIZE对齐，算出offset，将offset中的bin数据写入对应的内存地址并建立页表映射关系。
  2. 将段内的每一页数据写入对应的内存地址并建立页表的映射关系。
  3. 若发现段在内存的大小sg_size大于在ELF文件中的大小bin_size，则需要把多余的空间用0填充满

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，对于CPU来说，cpu直接接触的地址是虚拟地址，所以env_tf.cp0_epc中存的是虚拟地址

3.5

handle_int在genex.S中用mips宏定义实现，而handle_mod和handle_tlb中在genex.S仅仅有宏定义，实际在函数do_tlb_mod和do_tlb_refill中实现。

3.6

在这段代码中，时钟中断的开启和关闭是通过对 CP0_CAUSE 寄存器和 CP0_STATUS 寄存器进行操作来实现的。

时钟中断的开启：
MOS中，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。

时钟中断的关闭：
在.text.exc_gen_entry处将UM、EXL和IE位清零，确保处理器处于内核模式，并且禁用中断。

3.7

进程装在两个队列中，一次运行一个进程。定时器周期性产生中断，使得当前进程被迫停止，进入.text.exc_gen_entry，逐步执行到schedule调度函数,若该进程时间片还未用完，则可用时间片数量－1，继续执行该进程，否则会切换到下一个进程，保存上下文，并将原来的进程送到调度队列的末尾，若进程不处于RUNNABLE状态，则会进行其他处理。

难点分析

  1. 进程的创建
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// Control block of an environment (process).
struct Env {
	struct Trapframe env_tf;	 // saved context (registers) before switching
	LIST_ENTRY(Env) env_link;	 // intrusive entry in 'env_free_list'
	u_int env_id;			 // unique environment identifier
	u_int env_asid;			 // ASID of this env
	u_int env_parent_id;		 // env_id of this env's parent
	u_int env_status;		 // status of this env
	Pde *env_pgdir;			 // page directory
	TAILQ_ENTRY(Env) env_sched_link; // intrusive entry in 'env_sched_list'
	u_int env_pri;			 // schedule priority

	// Lab 4 IPC
	u_int env_ipc_value;   // the value sent to us
	u_int env_ipc_from;    // envid of the sender
	u_int env_ipc_recving; // whether this env is blocked receiving
	u_int env_ipc_dstva;   // va at which the received page should be mapped
	u_int env_ipc_perm;    // perm in which the received page should be mapped

	// Lab 4 fault handling
	u_int env_user_tlb_mod_entry; // userspace TLB Mod handler

	// Lab 6 scheduler counts
	u_int env_runs; // number of times we've been env_run'ed
};

在本次实验中，PCB控制块实则以Env的结构体体现出来，实验中前几个函数都涉及到这个结构体的内容，需要认真理解。

  1. 加载二进制镜像到内存中

  • 其中load_icode函数的理解较难，调用了elf_load_seg函数，需要理解ELF文件的段是如何加载到内存中的。这里的情况较为复杂，首先需要考虑虚拟地址对齐的问题，其次还需要考虑段在文件中的大小和在内存中的大小问题，如果前者小于后者，需要进行补0操作。

  • 同时，这里也涉及lab2内存管理的一些内容，我们需要调用page_alloc,page_insert等函数，用页的方式加载段到内存中，同时建立起页表中虚拟地址和物理地址的映射关系。

  1. 时钟中断机制的理解


这里涉及的函数较多，还涉及很多mips的宏定义和函数定义，理解起来十分复杂。需要根据时钟中断的步骤来理清每个函数的调用过程。

  • RESET_KCLOCK 宏将 Count 寄存器清零并将 Compare 寄存器配置为我们所期望的计时器周期数，这就对Timer完成了配置。在设定个时钟周期后，时钟中断将被触发。
  • MOS中，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。
  • 一旦时钟中断产生，就会触发4KC硬件的异常中断处理流程。系统将 PC指向 0x80000180，
    跳转到.text.exc_gen_entry 代码段执行。对于时钟引起的中断，通过.text.exc_gen_entry代码段的分发，最终会调用handle_int 函数进行处理。
  • handle_int 函数根据 Cause 寄存器的值判断是否是 Timer 对应的 7 号中断位引发的时钟中断，如果是，则执行中断服务函数 timer_irq，跳转到 schedule 中执行。
  • schedule根据不同的中断类型调用不同的处理函数，再调用env_run运行进程。

实验体会

lab3的课下实验相较于lab2较为简单，但是进程的机制理解起来比较复杂，涉及到内存管理，进程切换，进程创建等方方面面。其中特别是对进程调度的核心算法和流程的理解十分重要。

对于进程调度的总结：
e->env_pri ： 进程每次运行的时间片数量；

curenv全局变量：当前正在运行的进程（在第一 个进程被调度前为 NULL）；

count静态变量：当前正在运行进程的剩余时间片数量 = 当前进程剩余的执行次数；

env_sched_list调度队列：存在且只存在所有就绪（状态为 ENV_RUNNABLE）的进程，其中也需要包括正在运行的进程；

当满足下列条件中的任意一个时，需要进程切换：

  • 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）
  • 无需进程切换时，将剩余时间片数量 count 减去 1，然后调用 env_run 函数；

需要进程切换时，判断当前进程是否仍然就绪，如果是则将其移动到调度链表的尾部。之后，我们选中调度链表首部的进程来调度运行，将剩余时间片数量设置为其优先级。

调度函数 schedule 以及其中逐级调用的 env_run、env_pop_tf 和 ret_from_exception 函数都是不返回（no return）的函数，被调用后会从内核跳转到被调度进程的用户程序中执行。在 MIPS 中通常使用 j 指令而非 jal 调用不返回的函数，因为它们不会再返回到其调用者。