【Mit6.s081】课程记录

实验代码记录：https://github.com/anda522/LabCode/tree/main/Mit6.S081

课程教材翻译：https://xv6.dgs.zone/ ，对理解感觉很重要

xv6系统为 RISC-V

1 Unix utilities

Knowledge

操作系统结构：

• 用户空间程序：正在运行的程序，他们处于同一个空间

• Kernel：Kernel程序只有一个，维护数据管理每一个用户空间进程，维护硬件资源

Kernel中存在各种服务：文件系统、进程管理系统、访问控制等等

应用程序访问Kernel通过 系统调用 来完成，Kernel具有对硬件操作的特殊权限。

管道 pipe 特性：

• 管道具有先进先出(FIFO)的特性。数据写入管道的一端，从管道的另一端读出时是按写入顺序读取的。
• 父进程在写入管道后,会通过 read 操作等待子进程的响应。该 read 操作会被阻塞，直到有数据可读。

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/user 目录为用户区代码，所有用户区相关的函数都在此处。

/kernel 目录为内核区代码，所有内核区相关的操作都在此处，如系统调用实现，内存映射，中断处理等。

如要使用 sleep 命令时，需要将 sleep 程序添加进 Makefile 文件的 UPROGS 中，将其纳入编译范围，否则操作系统将不能识别你的命令。后续程序同理。

UPROGS 列表：添加在之中说明用户区可以执行对应的可执行程序，例如在命令行执行对应命令。而其他无需生成可执行程序的系统调用可以不用添加在其中。

参考：

[1] MIT 6.S081 Lab Util 实验

2 System calls

Knowledge

系统调用

// 所有相关的系统调用
int fork(void);
int exit(int) __attribute__((noreturn));
int wait(int*);
int pipe(int*);
int write(int, const void*, int);
int read(int, void*, int);
int close(int);
int kill(int);
int exec(char*, char**);
int open(const char*, int);
int mknod(const char*, short, short);
int unlink(const char*);
int fstat(int fd, struct stat*);
int link(const char*, const char*);
int mkdir(const char*);
int chdir(const char*);
int dup(int);
int getpid(void);
char* sbrk(int);
int sleep(int);
int uptime(void);

部分系统调用解释：

exit(int) ：导致进程停止执行并释放资源。exit接受一个整数状态参数，通常0表示成功，1表示失败。

fork(void) ：拷贝当前进程的内存，并创建一个新的进程，这里的内存包含了进程的指令和数据。

之后就拥有了一个完全一样内存的进程，在原始进程中 fork() 系统调用返回大于 0 的数，这个数为子类的 PID ， 在子进程中，返回的数为 0 。

exec(char*, char**) ：以新的进程代替原来的进程，该系统调用不会返回，因为exec会完全替换当前进程的内存，相当于当前进程不复存在了。并没有创建新的进程，还是原来进程的 PID 。

exec有两个参数：可执行文件的文件名和字符串参数数组。

wait(int*) ：等待之前创建的子进程退出。如果当前进程有任何子进程，并且其中一个已经退出了，那么wait会返回。

wait系统调用返回当前进程的已退出(或已杀死)子进程的PID，并将子进程的退出状态复制到传递给wait的地址；如果调用方的子进程都没有退出，那么wait等待一个子进程退出。如果调用者没有子级，wait立即返回-1。如果父进程不关心子进程的退出状态，它可以传递一个0地址给wait。

write(fd, buf, n) ：将 buf 中的 n 字节写入文件描述符，并返回写入的字节数。只有发生错误时才会写入小于 n 字节的数据。

read(fd, buf, n) ：从文件描述符读取最多 n 字节，将它们复制到 buf ，并返回读取的字节数。

文件描述符是一个小整数(small integer)，表示进程可以读取或写入的由内核管理的对象，进程从文件描述符0读取（标准输入），将输出写入文件描述符1（标准输出），并将错误消息写入文件描述符2（标准错误）

系统调用执行过程

系统调用在内核区，执行时需要从用户态过渡到核心态，CPU提供一个特殊的指令，将CPU从用户模式切换到管理模式，并在内核指定的入口点进入内核（RISC-V为此提供ecall指令）。

一个进程可以通过执行RISC-V的ecall指令进行系统调用，该指令提升硬件特权级别，并将程序计数器（PC）更改为内核定义的入口点，入口点的代码切换到内核栈，执行实现系统调用的内核指令，当系统调用完成时，内核切换回用户栈，并通过调用sret指令返回用户空间，该指令降低了硬件特权级别，并在系统调用指令刚结束时恢复执行用户指令。

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3 Page tables

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Xv6为每个进程维护一个单独的页表，定义了该进程的地址空间。一个进程的虚拟地址空间分布如下。首先是指令，然后是全局变量，然后是栈区，最后是一个堆区域。有许多因素限制了进程地址空间的最大范围： RISC-V上的指针有64位宽；硬件在页表中查找虚拟地址时只使用低39位；xv6只使用这39位中的38位。因此，最大地址是 2^38-1=0x3fffffffff ，即MAXVA（定义在kernel/riscv.h:348）在地址空间的顶部，xv6为trampoline（用于在用户和内核之间切换）和映射进程切换到内核的trapframe分别保留了一个页面。

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argaddr() 和 argint() 函数都是从用户栈空间中提取参数。当用户调用系统调用时，需要将参数传给内核。参数通常会放到用户的栈中。

walk 函数在操作系统中通常用于页表的遍历和访问。在虚拟内存管理中，页表是一种数据结构，用于将虚拟地址映射到物理地址。walk 函数的主要作用是在给定的页表中查找特定虚拟地址对应的页表项。

copyout 函数通常用于从内核空间将数据复制到用户空间。

PTE_A 的默认值是第六位

参考：

[1] MIT 6.S081 2021: Lab page tables

[2] MIT 6.S081 Lab Pgtbl 实验 （非常详细）

4 Traps

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Trap机制：用户空间和内核空间的切换，目的是实现操作系统的安全和隔离

用户空间和内核空间的切换发生的场景：

• 程序执行系统调用
• 程序出现页面错误、除以零等错误
• 触发中断导致程序需要响应内核设备驱动

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proc 结构体包含了进程中的所有信息，可以通过 myproc() 获取当前运行的进程的结构体。

5 Copy-on-Write

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• 我们很有可能需要标记当前的 PTE 为 COW 内存页映射，因此我们可以使用 RSW（reserved for software）标识位来实现：

• 如果 COW 下的缺页中断产生了，但是也没有足够的物理内存空间，那么进程应当被杀死。

• 设置引用计数，将物理内容RAM划分成 (PHYSTOP - KERNBASE) / PGSIZE 个页面，对每个页面设置一个引用计数（代表页面被引用的次数，当引用计数变为0时，就要释放对应的空间）。

6 Multithreading

Knowledge

Xv6有两种类型的锁：自旋锁（spinlocks）和睡眠锁（sleep-locks）。

自旋锁和中断的交互引发了潜在的危险。假设sys_sleep持有tickslock，并且它的CPU被计时器中断中断。clockintr会尝试获取tickslock，意识到它被持有后等待释放。在这种情况下，tickslock永远不会被释放：只有sys_sleep可以释放它，但是sys_sleep直到clockintr返回前不能继续运行。所以CPU会死锁，任何需要锁的代码也会冻结。

为了避免这种情况，如果一个自旋锁被中断处理程序所使用，那么CPU必须保证在启用中断的情况下永远不能持有该锁。Xv6更保守：当CPU获取任何锁时，xv6总是禁用该CPU上的中断。中断仍然可能发生在其他CPU上，此时中断的acquire可以等待线程释放自旋锁；由于不在同一CPU上，不会造成死锁。

自旋锁的另一个缺点是，一个进程在持有自旋锁的同时不能让出（yield）CPU，然而我们希望持有锁的进程等待磁盘I/O的时候其他进程可以使用CPU。

Xv6以睡眠锁（sleep-locks）的形式提供了这种锁。acquiresleep (kernel/sleeplock.c:22) 在等待时让步CPU

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