OS-lab3
一、思考题
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。
答：
PDX(UVPT)是得出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，因此页目录也被第PDX(UVPT)映射，然后将该页目录号所对应的的页目录项映射为页目录的物理基地址，并且加上权限位。
页目录基地址：
UVPT+UVPT>>10
映射到页目录的页目录项的基地址：
UVPT+UVPT>>10+UVPT>>20
该页表项处于第几个页目录项：
(UVPT>>20) >> 2 = UVPT>>22 = PDX(UVPT)
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？
答：
data是传入的进程控制块指针，在load_icode_mapper和load_icode函数中被调用，在load_icode函数中data被赋予进程控制块的指针e
static int load_icode_mapper(void *data, u_long va, size_t offset, u_int perm,const void *src, size_t len){ |
不能没有这个参数，因为需要根据这个进程去实现它的内存管理，为这个进程分配相应的物理页。
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。
答：
首先，函数判断va是否页对齐，如果不对齐，需要将多余的地址记为offset，并且offset所在的剩下的BY2PG的binary数据写入对应页的对应地址；（第一个 map_page）
然后，依次将段内的页映射到物理空间；（第二个 map_page）
最后，若发现其在内存的大小大于在文件中的大小，则需要把多余的空间用0填充满。（第三个 map_page）
Thinking 3.4
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?
我认为存储的虚拟地址，因为epc存储的是发生错误时CPU所处的指令地址，那么对于CPU来说，所见的都是虚拟地址，因此env_tf.cp0_epc存储的是虚拟地址。
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。
答：
handle_int在genex.S文件中
handle_mod和handle_tlb，handle_sys都是通过genex.S文件中的宏函数BUILD_HANDLER实现的
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。
enable_irq |
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。
当内核创建新进程时，将其插入调度链表的头部；在其不再就绪（被阻塞）或退出时，将其从调度链表中移除。当时间片使用完了，我们将当前的进程控制块插入到调度链表的尾部。接下来从调度链表的头部取出一个就绪的进程进行切换。
二、难点分析
接下来，我们还是从lab3的12个exercise入手，依次分析
Exercise 3.1 : env_init()
像之前一样，对于进程，我们也是从进程初始化开始。
说他是初始化函数，但其实他并不是对每个进程内部进行初始化，他的作用有两个：
- 初始化env_free_list和env_sched_list这两个链表
- 段地址映射
第一个作用很简单，就是将envs数组中的所有进程倒序存进env_free_list，和页表初始化几乎一致。
但是第二个作用刚开始看可能会比较令人费解，其实呢，我们可以理解为我们创建了一个模板页目录，将map_segment 函数在该页表中将内核数组 pages 和 envs 映射到了用户空间的 UPAGES 和 UENVS 处。这样的好处就是用户程序也能够通过 UPAGES 和 UENVS 的用户地址空间获取 Page 和 Env 的信息，而不用去访问内核。
Exercise 3.2 : map_segment()
刚才我们说到env_init()中的最后调用了map_segment()来完成段地址映射，那我们来看看这个函数的作用：将在一级页表基地址 pgdir 对应的两级页表结构中做段地址映射，将虚拟地址段 [va,va+size) 映射到物理地址段 [pa,pa+size)
在lab2中，我们实现了page_insert()，它的作用就是把一个虚拟地址va映射到一个物理页面上，那现在我们需要将虚拟地址段 [va,va+size) 映射到物理地址段 [pa,pa+size)，也就只需要一页一页的调用page_insert()来映射就好了。
Exercise 3.3 : env_setup_vm()
在完成最初的初始化后，根据lab2中的套路，接下来我们要开始env_alloc()了，那Exercise 3.3的env_setup_vm()正是在env_alloc()中调用的一个函数，他的作用是是初始化新进程的地址空间。因为每个进程都有独立的地址空间，所以要为新进程初始化页目录。
o 4G -----------> +----------------------------+------------0x100000000 |
而这里我们要暴露是上图 UTOP 往上到 UVPT 之间所有进程共享的只读空间，因为我们刚才map_segment()已经完成base_pgdir到UTOP~UVPT的映射，所以我们只需要把这部分内存对应的内核页表 base_pgdir 拷贝到我们现在的进程页表中即可，如下：
memcpy(e->env_pgdir + PDX(UTOP), base_pgdir + PDX(UTOP), |
这样，我们每个用户程序就都可以不用切换到内核态就可以访问到envs和pages数组的内容了。
然后从 UVPT 往上到 ULIM 之间才是进程自己的页表。
在env_setup_vm()最后，我们完成了页表自映射，并设置权限只读，见Thinking 3.1
Exercise 3.4 : env_alloc()
好的，刚才说env_setup_vm()是env_alloc()的一小步，那我们现在来完成看看这个进程分配函数，他分四步完成：
从env_free_list取出了一个空闲进程控制块（PCB）
调用env_setup_vm()初始化进程控制块的用户地址空间。也就是为进程控制块创建对应的二级页表。
接下俩继续初始化PCB的一些其他信息，本lab要填写的是
e->env_id = mkenvid(e);
try(asid_alloc(&e->env_asid));
e->env_parent_id = parent_id;
除此之外，e->env_tf.cp0_status要进行对应的中断使能位赋值，e->env_tf.regs[29]设置栈指针。
- 然后我们已经完成了本函数对这个PCB的初始化操作，接下来就把他从env_free_list中移除即可
Exercise 3.5 : load_icode_mapper()
接下来，我们要做的事情是把将程序加载到新进程的地址空间中。
这里有很多层函数调用关系
首先我们进入load_icode()函数，这个函数遍历ELF文件每个段的段头表，并调用elf_load_seg()将每个段加载新进程的地址空间中，而我们这里的load_icode_mapper()就是elf_load_seg()的一个回调函数，由它完成段中单个页面的加载过程
所以，这里回调函数load_icode_mapper()的作用是分配所需的物理页面，并在页表中建立映射。若 src 非空，你还需要将该处的 ELF 数据拷贝到物理页面中。
实现过程也就是：
- 分配一个物理页面
- 若 src 非空，将该处的 ELF 数据拷贝到申请的物理页面中
- 并在该进程的页表中建立新申请的物理页面的映射
Exercise 3.6 : load_icode()
刚才说了，load_icode()是完成程序加载的主函数（姑且这么叫），它调用了不少函数完成了将整个程序加载到新进程的地址空间中，那么还差最后一步，就是：
e->env_tf.cp0_epc = ehdr->e_entry; |
将进程恢复运行时的回到位置e->env_tf.cp0_epc设置为刚才加载完的程序的入口ehdr->e_entry
Exercise 3.7 : env_create()
前面准备了这么多，我们终于可以创建一个进程了，我们会发现这个函数干的事就是把之前说的那些函数合起来，分四步：
- 调用env_alloc()申请一个进程
- 设置申请到的进程的e->env_pri（其实就是时间片），并将e->env_status设置为ENV_RUNNABLE
- 调用load_icode加载程序到进程的地址空间
- 将申请到的进程加入到env_sched_list的头部
Exercise 3.8 : env_run()
上一步我们创建的线程是一个静态的线程，接下来我们就要让它跑起来
他也是分两步：
- 将正在执行的进程（如果有）的现场保存到对应的进程控制块中。
- 将curenv换成env_run()的参数e（也可能还是原来的进程），然后将当前的页表基地址换成现在进程的页表基地址
- 恢复现场，异常返回
这里的异常返回使用了：
env_pop_tf(&curenv->env_tf, curenv->env_asid); |
其中是对中断返回的处理，那中断的内容我们在接下来说说
Exercise 3.9 : exc_gen_entry
在中断发生后，CPU会先处理中断并跳转到指定位置，然后交给操作系统处理。
在本实验中，CPU 发生异常（除了用户态地址的 TLB Miss 异常）后，就会自动跳转到地址 0x80000180 处；发生用户态地址的 TLB Miss 异常时，会自动跳转到地址 0x80000000 处。
这里我们先写一个位于地址 0x80000180 处的异常分发代码exc_gen_entry，他的作用是：
- 使用 SAVE_ALL 宏将保存上下文，关闭中断且允许嵌套异常。
- Cause 寄存器的内容拷贝到 t0 寄存器中并取得 Cause 寄存器中的 2~6 位，也就是对应的异常码
- 得到的异常码作为索引在 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
Exercise 3.10 : 异常处理程序地址
刚才说了，我们的异常处理程序位于0x80000000和0x80000180，于是我们需要把这两个异常处理程序放到这个位置即可
Exercise 3.11: RESET_KCLOCK
因为我们每次定时器的count和compare相等之后都会引发一次时钟中断，进行是否切换进程的判断，所以每次时钟中断后，我们需要将定时器复位，即初始化。
那我们这里初始化定时器用到的RESET_KCLOCK宏，就干了两件事：
- 将Count寄存器清零
- 将Compare寄存器设置为我们期望的时间间隔（为一个定值）
Exercise 3.12 : schedule()
好了，干了这么多，我们终于到了本实验的最后一步了：调度进程，让进程有序跑起来
那么我们的进程调度程序就是首先判断是否切换进程，之后再运行进程
那我们稍微详细说一下切换进程这里，首先切换进程有四个条件：
- 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（e->env_status != ENV_RUNNABLE）；
- yield 参数指定必须发生切换 ( yield == 1)。
如果需要进程切换，首先将当前存在进程，就把他从env_sched_list中删去，但如果他仍然是就绪态，就把他再加回调度队列的末尾。
然后再从调度队列中取出头部的进程，从而完成进程切换。
三、实验体会
lab3主要是对进程的创建和运行，对中断的处理。
有了lab2的经验之后，理解lab3也相对没有那么困难。主要就是捋清楚各个函数的调用关系和各自的作用以及实现逻辑，就可以比较好的弄明白从零开始的进程调度运行。