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trap執(zhí)行流程

write通過執(zhí)行ECALL指令來執(zhí)行系統(tǒng)調(diào)用。ECALL指令會切換到具有supervisor mode的內(nèi)核中。
內(nèi)核中執(zhí)行的第一個指令是一個由匯編語言寫的函數(shù)，叫做uservec。
在這個匯編函數(shù)中，代碼執(zhí)行跳轉(zhuǎn)到了由C語言實現(xiàn)的函數(shù)usertrap中，這個函數(shù)在trap.c中。
在usertrap這個C函數(shù)中，我們執(zhí)行了一個叫做syscall的函數(shù)。
這個函數(shù)會在一個表單中，根據(jù)傳入的代表系統(tǒng)調(diào)用的數(shù)字進行查找，并在內(nèi)核中執(zhí)行具體實現(xiàn)了系統(tǒng)調(diào)用功能的函數(shù)。對于我們來說，這個函數(shù)就是sys_write。
sys_write會將要顯示數(shù)據(jù)輸出到console上，當它完成了之后，它會返回給syscall函數(shù),再返回給usertrap函數(shù)
usertrap()會調(diào)用一個函數(shù)叫做usertrapret，它也位于trap.c中，這個函數(shù)完成了部分方便在C代碼中實現(xiàn)的返回到用戶空間的工作
匯編函數(shù)中會調(diào)用機器指令返回到用戶空間，并且恢復ECALL之后的用戶程序的執(zhí)行

ecall 指令

我們是通過ecall走到trampoline page的，而ecall實際上只會改變?nèi)虑椋?br> 第一，ecall將代碼從user mode改到supervisor mode。
第二，ecall將程序計數(shù)器的值保存在了SEPC寄存器。我們可以通過打印程序計數(shù)器看到這里的效果，
第三，ecall會跳轉(zhuǎn)到STVEC寄存器指向的指令。

接下來：

我們需要保存32個用戶寄存器的內(nèi)容，這樣當我們想要恢復用戶代碼執(zhí)行時，我們才能恢復這些寄存器的內(nèi)容。
因為現(xiàn)在我們還在user page table，我們需要切換到kernel page table。
我們需要創(chuàng)建或者找到一個kernel stack，并將Stack Pointer寄存器的內(nèi)容指向那個kernel stack。這樣才能給C代碼提供棧。
我們還需要跳轉(zhuǎn)到內(nèi)核中C代碼的某些合理的位置。

uservec函數(shù)

為了能執(zhí)行更新page table的指令，我們需要一些空閑的寄存器，這樣我們才能先將page table的地址存在這些寄存器中，然后再執(zhí)行修改SATP寄存器的指令。
對于保存用戶寄存器，XV6在RISC-V上的實現(xiàn)包括了兩個部分：
第一個部分是，XV6在每個user page table映射了trapframe page，這樣每個進程都有自己的trapframe page。
trapframe page第一個數(shù)據(jù)保存了kernel page table地址，這將會是trap處理代碼將要加載到SATP寄存器的數(shù)值。
第二部分是把trapframe page的地址加載到a0，也就是0x3fffffe000，這是個常量。原來用戶空間的A0會被寫到sscratch這個寄存器中。所以，下面SD是存儲質(zhì)量，讓每個寄存器被保存在了偏移量+a0的位置。

csrw sscratch, a0

li a0, TRAPFRAME
        
sd ra, 40(a0)
sd sp, 48(a0)
sd gp, 56(a0)

一直到

csrr t0, sscratch
sd t0, 112(a0)

把用戶態(tài)原來A0寄存器的值，存到p->trapframe->a0中

ld sp, 8(a0)

這條指令正在將a0指向的內(nèi)存地址往后數(shù)的第8個字節(jié)開始的數(shù)據(jù)加載到Stack Pointer寄存器。第8個字節(jié)開始的數(shù)據(jù)是內(nèi)核的Stack Pointer（kernel_sp）。
trapframe中的kernel_sp是由kernel在進入用戶空間之前就設(shè)置好的，它的值是這個進程的kernel stack

ld tp, 32(a0)

XV6會將CPU核的編號也就是hartid保存在tp寄存器, 這個寄存器表明當前運行在多核處理器的哪個核上

# load the address of usertrap(), from p->trapframe->kernel_trap
ld t0, 16(a0)

# fetch the kernel page table address, from p->trapframe->kernel_satp.
ld t1, 0(a0)

# install the kernel page table.
csrw satp, t1

上面3條指令執(zhí)行完成之后，當前程序會從user page table切換到kernel page table。
最后一條指令是jr t0。執(zhí)行了這條指令，我們就要從trampoline跳到內(nèi)核的C代碼中。這條指令的作用是跳轉(zhuǎn)到t0指向的函數(shù)中。

usertrap函數(shù)

// send interrupts and exceptions to kerneltrap(),
  // since we're now in the kernel.
  w_stvec((uint64)kernelvec);

  struct proc *p = myproc();
  
  // save user program counter.
  p->trapframe->epc = r_sepc();

在內(nèi)核中執(zhí)行任何操作之前，usertrap中先將STVEC指向了kernelvec變量，這是內(nèi)核空間trap處理代碼的位置，而不是用戶空間trap處理代碼的位置。
我們通過調(diào)用myproc函數(shù)來得到當前運行的是什么進程。myproc函數(shù)實際上會查找一個根據(jù)當前CPU核的編號索引的數(shù)組，CPU核的編號是hartid，如果你還記得，我們之前在uservec函數(shù)中將它存在了tp寄存器
我們要把SEPC寄存器中的用戶程序計數(shù)器保存到進程的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中

接下來我們需要找出我們現(xiàn)在會在usertrap函數(shù)的原因。根據(jù)觸發(fā)trap的原因，RISC-V的SCAUSE寄存器會有不同的數(shù)字。數(shù)字8表明，我們現(xiàn)在在trap代碼中是因為系統(tǒng)調(diào)用.

存儲在SEPC寄存器中的程序計數(shù)器，是用戶程序中觸發(fā)trap的指令的地址。但是當我們恢復用戶程序時，我們希望在下一條指令恢復，也就是ecall之后的一條指令。所以對于系統(tǒng)調(diào)用，我們對于保存的用戶程序計數(shù)器加4，這樣我們會在ecall的下一條指令恢復。

最后會進入usertrapret

usertrapret函數(shù)

它首先關(guān)閉了中斷。我們之前在系統(tǒng)調(diào)用的過程中是打開了中斷的，這里關(guān)閉中斷是因為我們將要更新STVEC寄存器指向用戶空間的trap代碼，而之前在內(nèi)核中的時候，我們指向的是內(nèi)核空間的trap代碼。

設(shè)置了STVEC寄存器指向user trampoline代碼。之前我們指向內(nèi)核的代碼，現(xiàn)在需要指回USER TRAP代碼。

intr_off();

// send syscalls, interrupts, and exceptions to uservec in trampoline.S
uint64 trampoline_uservec = TRAMPOLINE + (uservec - trampoline);
w_stvec(trampoline_uservec);

下面把kernal要用到的一些變量寫進trapframe。因為當用戶態(tài)再次執(zhí)行ECALL或中斷時，還需要用這里的值去恢復。

  p->trapframe->kernel_satp = r_satp();         // kernel page table
  p->trapframe->kernel_sp = p->kstack + PGSIZE; // process's kernel stack
  p->trapframe->kernel_trap = (uint64)usertrap;
  p->trapframe->kernel_hartid = r_tp();         // hartid for cpuid()

接下來我們要設(shè)置SSTATUS寄存器，這是一個控制寄存器。這個寄存器的SPP bit位控制了sret指令的行為，該bit為0表示下次執(zhí)行sret的時候，我們想要返回user mode而不是supervisor mode。這個寄存器的SPIE bit位控制了，在執(zhí)行完sret之后，是否打開中斷。因為我們在返回到用戶空間之后，我們的確希望打開中斷，所以這里將SPIE bit位設(shè)置為1。修改完這些bit位之后，我們會把新的值寫回到SSTATUS寄存器。

  unsigned long x = r_sstatus();
  x &= ~SSTATUS_SPP; // clear SPP to 0 for user mode
  x |= SSTATUS_SPIE; // enable interrupts in user mode
  w_sstatus(x);

我們在trampoline代碼的最后執(zhí)行了sret指令。這條指令會將程序計數(shù)器設(shè)置成SEPC寄存器的值，所以現(xiàn)在我們將SEPC寄存器的值設(shè)置成之前保存的用戶程序計數(shù)器的值。

  // set S Exception Program Counter to the saved user pc.
  w_sepc(p->trapframe->epc);

接下來，我們根據(jù)user page table地址生成相應的SATP值，這樣我們在返回到用戶空間的時候才能完成page table的切換。把它當作函數(shù)的第一參數(shù)傳給一會的匯編。因為只有trampoline中代碼是同時在用戶和內(nèi)核空間中映射。但是我們現(xiàn)在還沒有在trampoline代碼中，我們現(xiàn)在還在一個普通的C函數(shù)中，所以這里我們將page table指針準備好。這個參數(shù)會存在a0寄存器中

  // tell trampoline.S the user page table to switch to.
  uint64 satp = MAKE_SATP(p->pagetable);

倒數(shù)第二行的作用是計算出我們將要跳轉(zhuǎn)到匯編代碼的地址。我們期望跳轉(zhuǎn)的地址是tampoline中的userret函數(shù)，這個函數(shù)包含了所有能將我們帶回到用戶空間的指令。
倒數(shù)第一行，將trampoline_userret指針作為一個函數(shù)指針，執(zhí)行相應的函數(shù)（也就是userret函數(shù)）并傳入?yún)?shù)，參數(shù)存儲在a0寄存器中, 也就是page table指針。

uint64 trampoline_userret = TRAMPOLINE + (userret - trampoline);
  ((void (*)(uint64))trampoline_userret)(satp);

userret 函數(shù)

第一件事就是把之前a0存的pagetable指針放到satp寄存器中,隨后把trapframe的地址放進a0;
csrw 用于將一個值寫入到控制和狀態(tài)寄存器（CSR）
li 用于將一個立即數(shù)（即直接編碼在指令中的數(shù)值）加載到一個寄存器中

sfence.vma zero, zero
csrw satp, a0
sfence.vma zero, zero

li a0, TRAPFRAME

下面就是從TRAPFRAME開始恢復之前用戶態(tài)的寄存器的值了.

最后我們把TRAPFRAME里存的函數(shù)返回值a0放進a0寄存器

# restore user a0
 ld a0, 112(a0)
        
# return to user mode and user pc.
# usertrapret() set up sstatus and sepc.
sret

sret是我們在kernel中的最后一條指令，當我執(zhí)行完這條指令：
程序會切換回user mode
SEPC寄存器的數(shù)值會被拷貝到PC寄存器（程序計數(shù)器）
重新打開中斷

利用虛擬內(nèi)存可以做的有趣的事

虛擬內(nèi)存有兩個主要的優(yōu)點

隔離性。虛擬內(nèi)存使得操作系統(tǒng)可以為每個應用程序提供屬于它們自己的地址空間。所以一個應用程序不可能有意或者無意的修改另一個應用程序的內(nèi)存數(shù)據(jù)。
一層抽象.trampoline page，它使得內(nèi)核可以將一個物理內(nèi)存page映射到多個用戶地址空間中。guard page，它同時在內(nèi)核空間和用戶空間用來保護Stack。

關(guān)鍵思想：在page fault時改變頁表

通過page fault，內(nèi)核可以更新page table，這是一個非常強大的功能.

什么樣的信息對于page fault是必須的?

出錯的虛擬內(nèi)存地址，或者是觸發(fā)page fault的源
出錯的原因(存在SCAUSE寄存器中)

13表示是因為load引起的page fault；
15表示是因為store引起的page fault；
12表示是因為指令執(zhí)行引起的page fault

image.png

引起page fault時的程序計數(shù)器值(tf->epc)
這表明了page fault在用戶空間發(fā)生的位置.因為在page fault handler中我們或許想要修復page table，并重新執(zhí)行對應的指令。理想情況下，修復完page table之后，指令就可以無錯誤的運行了。

Lazy page allocation

image.png

在XV6中，sbrk的實現(xiàn)默認是eager allocation。這表示了，一旦調(diào)用了sbrk，內(nèi)核會立即分配應用程序所需要的物理內(nèi)存。設(shè)想自己寫了一個應用程序，讀取了一些輸入然后通過一個矩陣進行一些運算。你需要為最壞的情況做準備，比如說為最大可能的矩陣分配內(nèi)存，但是應用程序可能永遠也用不上這些內(nèi)存.使用虛擬內(nèi)存和page fault handler，我們完全可以用某種更聰明的方法來解決這里的問題，這里就是利用lazy allocation.
sbrk系統(tǒng)調(diào)基本上不做任何事情，唯一需要做的事情就是提升p->sz.之后在某個時間點，應用程序使用到了新申請的那部分內(nèi)存，這時會觸發(fā)page fault，因為我們還沒有將新的內(nèi)存映射到page table。所以，如果我們解析一個大于舊的p->sz，但是又小于新的p->sz（注，也就是舊的p->sz + n）的虛擬地址，我們希望內(nèi)核能夠分配一個內(nèi)存page，并且重新執(zhí)行指令。

Zero Fill On Demand

當你查看一個用戶程序的地址空間時，存在text區(qū)域，data區(qū)域，同時還有一個BSS區(qū)域（注，BSS區(qū)域包含了未被初始化或者初始化為0的全局或者靜態(tài)變量）。當編譯器在生成二進制文件時，編譯器會填入這三個區(qū)域。text區(qū)域是程序的指令，data區(qū)域存放的是初始化了的全局變量，BSS包含了未被初始化或者初始化為0的全局變量。

我只需要分配一個page，這個page的內(nèi)容全是0。然后將所有虛擬地址空間的全0的page都map到這一個物理page上。這樣至少在程序啟動的時候能節(jié)省大量的物理內(nèi)存分配。

在寫入時復制頁面，并在應用地址空間中映射它為讀/寫

image.png

Copy On Write Fork

xv6 fork從父進程復制所有頁面（參見fork()）;但fork經(jīng)常緊接著執(zhí)行exec, 就會直接丟棄那些復制了的頁面.

解決方案是在父子進程之間共享地址空間,修改標志位為只讀.

image.png

要寫的時候,復制出來一份,2邊都改成讀寫.

image.png

使用PTEs中額外可用的系統(tǒng)位（RSW）

當內(nèi)核在管理這些page table時，對于copy-on-write相關(guān)的page，內(nèi)核可以設(shè)置相應的bit位，這樣當發(fā)生page fault時，我們可以發(fā)現(xiàn)如果copy-on-write bit位設(shè)置了，我們就可以執(zhí)行相應的操作了。

需要對物理頁面進行引用計數(shù)

父進程退出時我們需要更加的小心，因為我們要判斷是否能立即釋放相應的物理page。如果有子進程還在使用這些物理page,就不能釋放.
困難重重: https://lwn.net/Articles/849638/

Demand Paging

程序的二進制文件可能非常的巨大，將它全部從磁盤加載到內(nèi)存中將會是一個代價很高的操作。又或者data區(qū)域的大小遠大于常見的場景所需要的大小，我們并不一定需要將整個二進制都加載到內(nèi)存中。

按需從文件中加載頁面

分配 page table entries，但將它們標記為on-demand
在錯誤時，從文件中讀入page并更新pagetable
需要保留一些元信息，說明頁面在磁盤上的位置
這些信息通常在稱為virtual memory area（VMA）的結(jié)構(gòu)中
如果文件大過物理內(nèi)存, 把最遠使用過的page置換進磁盤. the A(cess) bit 在PTE 幫助 kernel 實現(xiàn) LRU.

Memory Mapped Files

將完整或者部分文件加載到內(nèi)存中，這樣就可以通過內(nèi)存地址相關(guān)的load或者store指令來操縱文件.
為了支持這個功能，一個現(xiàn)代的操作系統(tǒng)會提供一個叫做mmap的系統(tǒng)調(diào)用。

void *mmap(void *addr, size_t length, int prot, int flags, int fd, off_t offset);

下面開始講解這次的LAB

Alarm

test 0的核心就是修改EPC.

EPC（Exception Program Counter）寄存器扮演著重要的角色，特別是在異常處理和中斷處理中。EPC存儲了發(fā)生異?；蛑袛鄷r程序的地址，這允許處理器在處理完異常或中斷后返回到正確的位置繼續(xù)執(zhí)行程序。

p->trapframe->epc = (uint64)p->alarmhandler;

test1/2/3

what registers do you need to save and restore to resume the interrupted code correctly?

因為我們要再次回到最開始用戶態(tài)執(zhí)行的地方.中間我們跳到了用戶態(tài)alarmhandler的地方.這里面的代碼執(zhí)行,會修改掉用戶態(tài)的寄存器的值.所以我們需要把之前用戶態(tài)的寄存器都要存下來.

*p->alarmtrapframe = *p->trapframe;

Prevent re-entrant calls to the handler
增加一個isalarming的狀態(tài),如果是true,就不做跳轉(zhuǎn)

if (p->tickspassed >= p->alarminterval && !p->isalarming) {
....
}

Make sure to restore a0. sigreturn is a system call, and its return value is stored in a0
把之前在用戶態(tài)保存下來的實際返回值,當作sys_sigreturn的返回值,就可以達到這個效果.

uint64
sys_sigreturn(void)
{
  struct proc *p = myproc();
  p->isalarming = 0;
  *p->trapframe = *p->alarmtrapframe;
  return p->trapframe->a0;
}

Print the names of the functions and line numbers in backtrace() instead of numerical addresses

核心思路: 首先修改make文件, 結(jié)合生成的asm文件提取所有命令的內(nèi)存地址,然后調(diào)用addr2line 獲得方法名和行號. 寫進一個文件,并且讓文件系統(tǒng)映射這個文件進xv6. 隨后在內(nèi)核啟動的時候, 讀取文件內(nèi)容, 把地址和對應的方法名和行號,存進2個數(shù)組.
當調(diào)用backtrace() 函數(shù)的時候,可以用地址,在數(shù)組里做2分查找,找到對應的方法名和信息,就可以實現(xiàn)這個功能.

1699718206599.png

生成出來的文件大概長這樣:

1699718241727.png

隨后就是讀取文件, 加載進數(shù)組. 我新建了一個debugtbl.c
這里用了一個緩存讀文件的技巧,來減少readi的調(diào)用次數(shù). 我是1次讀了一個PGSIZE. 如果cache里還有行,就直接從cache里讀出下一行.
2分查找的代碼,是找到最大的小于等于當前輸入地址的那個索引,隨后去debugtbl_info 讀取方法名和行號.

#include "types.h"
#include "riscv.h"
#include "defs.h"
#include "param.h"
#include "stat.h"
#include "spinlock.h"
#include "proc.h"
#include "sleeplock.h"
#include "fs.h"
#include "buf.h"
#include "file.h"

#define MAX_LINE_LENGTH 96
#define MAX_ROW_LENGTH 4096
uint debugtbl_addr[MAX_ROW_LENGTH];
char debugtbl_info[MAX_ROW_LENGTH][MAX_LINE_LENGTH];
int debugtbl_row = 0;
char cache[PGSIZE];
int cache_idx = 0;
int cache_cnt = 0;


int readline(struct inode *ip, uint *off, char *buf) {
  int i = 0, n;
  while (i < MAX_LINE_LENGTH) {
    while (i < MAX_LINE_LENGTH && cache_cnt > cache_idx) {
      buf[i] = cache[cache_idx++];
      if (buf[i] == '\n') {
        buf[i] = 0;
        return i;
      }
      i++;
    }
    if (i == MAX_LINE_LENGTH) {
      panic("line char overflow");
      return -1;
    }
    n = readi(ip, 0, (uint64)cache, *off, PGSIZE);
    if (n <= 0) break; // Error or end of file
    *off += n;
    cache_cnt = n;
    cache_idx = 0;
  }
  
  return i; // Return the length of the line
}

int readfile(struct inode *ip) {
  uint off = 0; // Offset in the file
  int n;
  char buf[MAX_LINE_LENGTH];

  while ((n = readline(ip, &off, buf)) > 0) {
    uint addr = 0;
    if (n < 8) {
      panic("debugtbl format error");
    }
    for(int i = 0; i < 8; i++) {
      char c = buf[i];
      if (c >= '0' && c <= '9') c = c - '0';
      else if (c >= 'a' && c <= 'f') c = c - 'a' + 10;
      else panic("invalid address content");
      addr = (addr << 4) | c;
    }
    debugtbl_addr[debugtbl_row] = addr;
    memmove(debugtbl_info[debugtbl_row++], buf + 9, n); 
  }
  return n < 0 ? -1 : 0;
}

int initdebugtbl(){
    struct inode *ip;
    begin_op();
    if((ip = namei("/debugtbl")) == 0){
        end_op();
        return -1;
    }
    ilock(ip);
    if (readfile(ip) < 0)
    goto bad;
    iunlockput(ip);
  end_op();
  ip = 0;   
  return 0;
bad:
  if(ip){
    iunlockput(ip);
    end_op();
  }
  return -1;
}

int get_debuginfo(uint64 address) {
  uint left = 0;
  uint right = debugtbl_row - 1;
  while(left <= right){
      int mid = (left + right) >> 1;
      if(address < debugtbl_addr[mid]){
      right = mid - 1;
      }else{
      left = mid + 1;
      }
  }
  return left - 1;
}

void backtrace()
{
  int idx;
  printf("backtrace:\n");
  uint64 fp = r_fp(); // get the frame pointer value
  for (uint64 i = fp; PGROUNDDOWN(fp) == PGROUNDDOWN(i); i = *(uint64*)(i - 16)) {
    uint64 addr = *(uint64*)(i - 8);
    if ((idx = get_debuginfo(addr)) < 0)
      printf("%p\n", addr);
    else
      printf("%p %s\n", addr, debugtbl_info[idx]);
  }
}

這里關(guān)于initdebugtbl 什么時候去調(diào)用,我做了一些DEBUG. 一開始我是打算放在main.c中各種初始化時.但是發(fā)現(xiàn)始終不能work,根本原因時那時還沒有進程的結(jié)構(gòu)體維護在cpu, 第一個進程是在初始化完后,在scheduler()方法里要去執(zhí)行userinit被創(chuàng)建出來. 這里會切到用戶態(tài),然后調(diào)用exec的系統(tǒng)調(diào)用,去執(zhí)行userinit命令.
那么我們可以在內(nèi)核態(tài)的exec處,判斷當前proc->pid是不是為1 (第一個進程), 是的話,就initdebugtbl; 來在內(nèi)核態(tài)完成初始化debug table的工作.
隨后exec userinit 后,創(chuàng)建出來的shell進程, pid為2了.

1699718737227.png

測試效果

1699718486261.png

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Lec 6,7 - Lab 4 trap

Lec 6,7 - Lab 4 trap

trap執(zhí)行流程

ecall 指令

uservec函數(shù)

usertrap函數(shù)

usertrapret函數(shù)

userret 函數(shù)

利用虛擬內(nèi)存可以做的有趣的事

關(guān)鍵思想：在page fault時改變頁表

Lazy page allocation

Zero Fill On Demand

Copy On Write Fork

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要寫的時候,復制出來一份,2邊都改成讀寫.

使用PTEs中額外可用的系統(tǒng)位（RSW）

需要對物理頁面進行引用計數(shù)

Demand Paging

按需從文件中加載頁面

Memory Mapped Files

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Alarm

test 0的核心就是修改EPC.

test1/2/3

Print the names of the functions and line numbers in backtrace() instead of numerical addresses

測試效果

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Lec 6,7 - Lab 4 trap

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ecall 指令

uservec函數(shù)

usertrap函數(shù)

usertrapret函數(shù)

userret 函數(shù)

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Lazy page allocation

Zero Fill On Demand

Copy On Write Fork

解決方案是在父子進程之間共享地址空間,修改標志位為只讀.

要寫的時候,復制出來一份,2邊都改成讀寫.

使用PTEs中額外可用的系統(tǒng)位（RSW）

需要對物理頁面進行引用計數(shù)

Demand Paging

按需從文件中加載頁面

Memory Mapped Files

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Alarm

test 0的核心就是修改EPC.

test1/2/3

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