OS Lab3笔记

2023-12-18 18:47:22

Lab3

进程控制块

PCB记录进程的外部特征，描述进程的运动变化过程。PCB是系统感知进程存在的唯一标志。

struct Env {
    struct Trapframe   env_tf;        // Saved registers
    LIST_ENTRY(Env)    env_link;      // Free LIST_ENTRY
    u_int              env_id;        // Unique environment identifier
    u_int              env_parent_id; // env_id of this env's parent
    u_int              env_status;    // Status of the environment
    Pde                *env_pgdir;    // Kernel virtual address of page dir
    u_int              env_cr3;
    LIST_ENTRY(Env)    env_sched_link;
    u_int              env_pri;
};
  • LIST_ENTRY(Env)：双向链表的指针域，空闲进程链表
struct {								\
	struct type *le_next;	/* next element */			\
	struct type **le_prev;	/* address of previous next element */	\
}
  • env_status:

ENV_FREE:该进程不活动，处于空闲状态，空闲链表中

ENV_NOT_RUNNABLE:阻塞状态，需要等待条件。(suspend)

ENV_RUNNABLE:就绪状态，等待调度，或者正在运行（running||ready）

  • env_cr3:保存该进程页目录的物理地址

PS：进程的管理和物理内存的管理极度相似，都是使用一个结构体进行管理，此结构体只是一个信息标记，并不是我们要管理的对象本身

free_list:空闲对象标记组成的链表

array：标识整个系统中现有的所有的对象，无论状态

进程的标识

每个进程独一无二的标识符，env_id

在env.c文件中找到一个叫做mkenvid的函数，生成一个新的进程id

mkenvid函数

mkenvid函数：传入一个Env指针e，返回进程独一无二的env_id

envid的组成

低位：e指针在envs数组中的下标（0-9位）

高位：调用次数计数器（从1开始）

envid2env函数

传入envid，修改的是指针*penv

  • envid==0 置为curenv
  • 否则置为envs[ENVX(envid)]（ENVX:传入id获取index）

返回值：

  • 成功：0
  • 失败：-E_BAD_ENV,置penv为NULL

流程：

  • 根据传入的envid将目标env赋给e（非0的找法是找到envid的0-9位即为index）
  • 根据目标env的状态判断操作是否是成功的
  • 检查env操作权限
    • checkperm为1，代表访问的权限只有curevn或者其直接子进程，如果越界访问，操作失败
    • checkperm为0，随意访问
  • 置最终的*penv，返回成功的0

设置进程控制块

类比于申请一页的物理内存空间。（page_alloc)

  • 申请一个空闲的PCB，空白
  • 初始化申请的进程的信息
  • 分配资源（alloc出来就是一个实实在在的进程了，不再是一个Env结构，因此需要资源）
  • 维护free_list

env_setup_vm

初始化进程的地址空间

对于不同的进程而言，ULIM以上，虚拟地址到物理地址的映射关系都是一样的。

不涉及进程管理，由OS内核管理。

我们的内核态和用户态实际是在同一个4G地址空间中的。

进程从内核态提升到了内核态，只是提升了内核的权限！！！，这种权限变化是动态的。

OS中，每一个完整的进程都有成为临时内核的资格，所有的进程都可以发出请求变成临时的内核态。

因此，每一个进程我们都需要拷贝只有内核才能使用的虚页表，在2G/2G模式下，每一个进程都有可能请求后变成内核态来访问上面2G空间，而用户态下，只能访问自己那2G用户态空间。

  • 建立这个新进程对应的页目录，在对应的Env中更新信息，使用page_alloc申请一页的内存存放页目录（page_alloc传入的是一个struct Page**类型，还需要转成page2kva才可以直接使用，而且申请后需要手动让pp_ref++）
  • UTOP-ULIM是属于此进程自己的，可以由用户访问，但是用户不能随意修改，只能由操作系统修改，配合OS管理资源的内存区域。
  • 因此，将页目录的UTOP前清0
  • 页目录的UTOP以上部分子进程和父进程都一样，直接照抄。
  • 将页目录对应的项赋值成cr3

env_alloc

  • e->env_tf.cp0_status = 0x10001004的解释：

CP0_status就是MIPSR3000里面的SR寄存器

28bit设置为1，处于用户模式下。

12bit设置为1，4号中断可以被响应。

SR寄存器的低6位是一个二重栈的结构，KUo和IEo是一组，每次当中断发生的时候，硬件将KUp和IEp的数值拷贝到这里。KUp和IEp是一组，当中断发生的时候，硬件会把KUc和IEc的数值拷贝到这里。

KU：标识是否在内核模式下，1：内核模式；0：用户模式

IE：1：中断开启；0：不开启

每当rfe指令调用的时候，就会进行逆操作。

KUo IEo KUp IEp KUc IEc

当rfe指令调用的时候，向右赋值

因此：将status后六位设置为000100

运行到第一个进程之前，也就是ref之后，变为000001

  • 申请一个空闲的进程控制块（找到的是freelist的头节点 LIST_FIRST）,没有free的就返回错误。
  • 为这个新的进程控制块设置虚拟内存的结构
  • 设置进程控制块的状态
  • 维护链表，返回操作码0

加载二进制镜像

为进程的程序分配空间

加载一个ELF到内存，只需要将ELF文件中所有需要加载的segment加载到对应的虚拟地址上就可以了。

int load_elf(u_char *binary, int size, u_long *entry_point, void *user_data,
             int (*map)(u_long va, u_int32_t sgsize,
             u_char *bin, u_int32_t bin_size, void *user_data))

binary - 待加载的ELF文件，size为该ELF文件的大小

entry_point存放的是解析出的入口地址。

接受一个自定义的函数以及你想传递给自定义函数的额外参数 user_data

load_elf()解析到一个需要加载的segment的时候，会将ELF文件里与加载有关的信息，作为参数传递个map函数，并在map函数中完成加载单个segment的任务

load_icode_mapper函数

加载单个segment到内存

va:该段需要被加载到的内存虚拟地址

sgsize:该段在内存中的大小

bin:该段在ELF文件中的内容

bin_size:该段在文件中的大小。

bin_size可以大于sgsize，其余可以使用0天充

map的本质，按页的大小申请物理空间，并填充对应的页目录项（pgdir_walk),页表项，申请物理空间需要insert

因此对于一个va,按页申请内存，申请到bin_size，这部分是将bin文件的内容填入的

注意va不是4K对齐的，需要先转换到4K对齐，再page_insert建立映射

拷贝关系是（因为有offset）

b-b+4KB-offset pa+offset

b+4KB-offset pa

b+8KB-offset pa

如果segsize大于binsize，继续申请，这部分清0

load_icode

设置用户栈指针（读/写)

加载elf文件

调整PC到entry

load_elf

根据program header table找到phdr项，解析出segment的信息。

加载到各个segment上

创建一个进程（env_create_priority)

申请一个新的Env结构体，

设置进程控制控制块(env_alloc)

设置进程的优先级

将binary加载（load_icode)

插入已经进程调度链表中

PS：创建一个进程不仅需要建立内存管理，还要加载ELF到指定位置，申请堆栈

#define ENV_CREATE_PRIORITY(x, y) \
{ \
    extern u_char binary_##x##_start[];\
    extern u_int binary_##x##_size; \
    env_create_priority(binary_##x##_start, \
    (u_int)binary_##x##_size, y); \
}

x代表user_A或者user_B，不同的用户输入不同的binary

y代表priority

进程的运行和切换

创建结束了，就该运行了

env_run()

  • 保存当前进程的上下文

    保存CPU寄存器，保存在TIMESTACK区域

    将CPU寄存器逐个copy到env_tf里面去

    pc的值设为原来的epc

  • 恢复要启动进程的上下文，加载对应进程的页目录

    回复上下文使用的是env_pop_tf

  • 运行这个进程

异常的分发

每当发生异常的时候，一般来说，处理器会进入一个用于分发异常的程序

作用是检测发生了哪一种异常，并调用相应的异常处理程序

分发程序被要求放在固定的某个物理地址上

    mfc0 k1,CP0_CAUSE
    la k0,exception_handlers
    andi k1,0x7c
    addu k0,k1
    lw k0,(k0)
    nop
    jr k0
    nop

取异常码到k1寄存器

也即取出bit2-bit6 ExcCode

以取得道德异常码作为索引去exception_handlers数组中找到对应的中断处理函数

跳转到对应的中断处理函数中，响应异常，并将异常交给对应的异常处理函数去处理。

.text.exec_vec3这段程序需要放在特定的位置0x80000080处

异常向量组

exception_handlers数组就是所谓的中断向量组

这个数组里面存放的是对应的处理程序的首地址

0 号异常的处理函数为handle_int，

1 号异常的处理函数为handle_mod，

2 号异常的处理函数为handle_tlb，

3 号异常的处理函数为handle_tlb，

8 号异常的处理函数为handle_sys，

时钟中断

时间片轮转调度：每个进程被分配一个时间段，称为时间片，即该进程允许运行的时间，如果在时间片结束时进程还在运行，那么就挂起，切换到另外一个程序运行。

CPU知道一个进程时间片结束的方法就是通过定时器产生时钟中断，当时一个时钟中断产生的时候，就表明到点了，直接挂起。

初始化时钟主要是在kclock_init函数中，这个函数调用set_timer函数

  • 向0xb5000100写入1，其中0xb5000000这个位置是模拟器映射实时钟的位置。offset为0x100来设置时钟中断的频率，写入1表示1秒中断1次。如果写入0，关闭时钟。触发的是4号中断。
  • 一旦实时钟中断产生，就会触发MIPS中断，从而MIPS将PC指向0X80000080，跳转到.text.exc_vec3执行。对于实时钟引起的中断，通过分发，最终调用handle_int来处理实时钟中断。
  • 在handle_int判断CP0_CAUSE寄存器是不是对应的4号中断位引发的中断，如果是，执行中断服务函数timer_irq。
  • 在timer_irq中跳转到sched_ yield 中，也就是调度函数，完成进程的调度。

进程调度

因此，中断的时候最终是调用了sched_yield函数来进行进程的调度

优先级设置为时间片的大小

用两个链表来存储所有就绪状态进程

用一个指针指向当前调度队列

每当一个进程状态变为ENV_RUNNABLE,要将其插入第一个就绪状态进程的链表，调用sched_yield时，先判断当前时间片是否用完，如果用完，就将其插入另外一个就绪进程链表，判断当前就绪状态进程链表是否为空，如果为空，就切换到另外一个就绪状态进程的链表。

指针指向的是当前运行的进程

注意理解一下env_run()的含义，env_run()的意思是关闭当前进程curenv,执行传入的进程next_env,一定要确保传入的进程和当前进程不一样，这个函数由两个动作，先切换，再运行，不是直接运行的

讨论cur是否为NULL！！！

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