Lab3实验报告

Lab3实验报告

思考题

Q1

左边：PDX()的作用是获得地址对应的页目录索引，因此e->env_pgdir[PDX(UVPT)]的含义为e的对应UVPT（用户页表的起始处的内核虚拟地址）页目录号的进程页目录的值。

右边：PADDR()用于将内核虚拟地址转成对应的物理地址，e->env_pgdir代表进程e的页目录的内核虚拟地址。PTE_V是有效权限位。因此右边的意思就是得到e页目录对应的物理地址，并使其有效。

经过这个操作，用户程序能够通过UVPT来读到它的页表。

---

Q2

1. data是传入的进程控制块指针，共有两处被调用：load_icode_mapper 和 load_icode

   static int load_icode_mapper(void *data, u_long va, size_t offset, u_int perm,const void *src, size_t len)
   {
   	//......
   }
   
   static void load_icode(struct Env *e, const void *binary, size_t size) {
    	//......
       panic_on(elf_load_seg(ph, binary + ph->p_offset, load_icode_mapper, e));
       //......
   }

   作用为在增加虚拟地址到物理地址映射时提供env_pgdir和env_asid两个参数。

2. 没有data的话，load_icode_mapper无法知道页目录及地址和asid，那么后续的page_insert就不知道要将页面插入到哪里。

---

Q3

由指导书的图：

1. 首先判断offset是否为0。如果不为0则代表地址未对齐，将offset所在的剩下的BY2PG的binary数据写入对应页的对应地址。
2. 若已经对齐，则直接依此将段内的页映射到物理空间。
3. 当文件大小小于内存大小时，其余空间用0填充，直到填满内存空间。

---

Q4

指导书中说：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。而PC是CPU所处的指令地址。Lab2中我们知道了对CPU来说，所见都为虚拟地址。因env_tf.cp0_epc 存储的是虚拟地址。

---

Q5

在kern/genex.S中，其中handle_int定义如下：

NESTED(handle_int, TF_SIZE, zero)
        mfc0    t0, CP0_CAUSE
        mfc0    t2, CP0_STATUS
        and     t0, t2
        andi    t1, t0, STATUS_IM4
        bnez    t1, timer_irq
        // TODO: handle other irqs
timer_irq:
        sw      zero, (KSEG1 | DEV_RTC_ADDRESS | DEV_RTC_INTERRUPT_ACK)
        li      a0, 0
        j       schedule
END(handle_int)

而handle_mod, handle_tlb, handle_sys通过BUILD_HANDLER构造。

---

Q6

# enable_irq 函数
LEAF(enable_irq)
        li      t0, (STATUS_CU0 | STATUS_IM4 | STATUS_IEc)
        # TATUS_IM4代表第4个中断使能位——时钟中断，STATUS_IEc代表中断使能。
        mtc0    t0, CP0_STATUS
        # 将t0的值赋给CP0_STATUS寄存器，这样它就能够控制中断
        jr      ra
        # 跳转返回
END(enable_irq)

# timer_irq 函数
timer_irq:
        sw      zero, (KSEG1 | DEV_RTC_ADDRESS | DEV_RTC_INTERRUPT_ACK)
        # 将寄存器zero的值（零）存储到内存地址 (KSEG1 | DEV_RTC_ADDRESS | DEV_RTC_INTERRUPT_ACK)中。
        # KSEG1 | DEV_RTC_ADDRESS是时钟的位置。
        # DEV_RTC_INTERRUPT_ACK是设备寄存器的偏移量，代表实时时钟（RTC）的中断应答寄存器。
        # 通过将零存储到该寄存器，可以清除实时时钟中断。
        li      a0, 0
        # 将a0设置为0
        j       schedule
        # 跳转到调度函数
END(handle_int)

---

Q7

1. 调用kclock_init完成时钟初始化，并设置中断频率。

2. 调用enable_irq打开中断

3. 若产生中断异常，PC指向0x800000080，跳转到.text.exc_gen_entry代码段进行异常分发。

   因为是中断异常，因此属于0号异常，跳转到handle_init

   继续判断IM4是否为时钟中断，如果是进而跳转到timer_irq

   timer_irq调用schedule实现进程调度

4. schedule首先取出进程控制块

   时间片减一(静态变量count--)

   如果：（未调度进程 || 时间片已用完 || 程序不是可运行状态 || yield指定发生切换）

   ​ 则进行进程切换

5. 切换过程：

   如果进程快依旧为可运行状态，就将其插入调度队列队尾

   从队头取一个进程

   剩余时间片数量count重新设置为新进城的优先级

6. 运行当前新的选中进程

---

---

实验难点

1. 在调用map_segment()时，要求size必须是页面大小的整数倍。因此在env_init中用到了ROUND函数：

   void env_init(void) {
       //......
       map_segment(base_pgdir, 0, PADDR(pages), UPAGES, ROUND(npage * sizeof(struct Page), BY2PG),PTE_G);
       map_segment(base_pgdir, 0, PADDR(envs), UENVS, ROUND(NENV * sizeof(struct Env), BY2PG),PTE_G);
       //......
   }

2. 初始化时注意链表插入顺序。

3. 暴露 UTOP 往上到 UVPT 之间所有进程共享的只读空间。重要的一句代码为e->env_pgdir[PDX(UVPT)] = PADDR(e->env_pgdir) | PTE_V;，能够使得用户程序直接通过UVPT读取页表。具体解释在思考题中涉及。

4. 对SR的理解。如e->env_tf.cp0_status = STATUS_IM4 | STATUS_KUp | STATUS_IEp;中后三个参数，分别代表四号中断可以被响应、用户状态以及开启中断。

5. 在elf_load_seg中，load_icode_mapper函数是作为参数传入的，辅助ELF的解析。

6. env_run中保存上下文的核心为保存寄存器状态。因为具体信息都在进程结构体中有所记录，因此只需保存当前相关寄存器值在后续即可进行现场还原。具体来说保存上下文是((struct Trapframe *)KSTACKTOP - 1)结构体中的内容。

7. 对进程调度函数的理解：函数中用到了静态变量，而静态变量的特点为在下次调用函数时，这个变量保存的值不会初始化，依旧是之前的值。因此用来记录进程的时间片剩余情况。当时间片都结束后，如果程序依旧未运行完，也仍要将进程挂起——放在队尾，执行新的进程。

---

---

心得体会

因为进程相关代码与lab2中的页表处理具有一定的相似性，因此整体来说实验难度要小于lab2。从知识密度来讲，我认为其要比lab2多且难理解。此次试验涉及到了更多底层汇编以及寄存器的相关知识，对理解产生了一定的障碍。

本次实验主要完成了进程的创建、切换、调度等功能，并且引入中断、异常处理等机制，再次丰富了操作系统的完整性。