BUAA OS Lab4 系统调用与fork

我的lab4总结

我打算从当前lab开始进行OS学习总结的分享。
（前几个Lab因为缺乏形式化表述，所以总是有些bug，怕发出来误人子弟。lab4对之前的lab都做了一次检查，目前代码总体上相对较为规范）
其中配图有些是cscore上扒的，不过觉得表述模糊的或者缺乏配图的地方都是自己画的

本单元主要实现：

1. 系统调用的概念和流程
2. 进程间的通讯（IPC）
3. fork函数实现
4. 缺页中断的处理流程

系统调用

什么是系统调用

在硬件实现上，用户态的进程无法访问内核的地址空间，这意味着：

• 无法存取内核内存数据
• 无法调用内核函数

而所有对硬件的操作都是内核函数，因此用户需要使用系统调用来调用内核的函数。

进入系统调用

一件事情在脑海中浮现，在MIPS编程中我们是这样进行输入输出——向特定寄存器存放特殊值并调用syscall。而MOS中我们也是这样做的，系统调用的关键就在于用户态和内核态的切换，而这个切换就是在我们调用syscall指令时产生的。

而就在syscall指令调用后，CPU在硬件层面陷入内核态，其将触发异常分发机制，并最终调用到handle_sys()函数。该函数相当于系统调用的分发，其根据某特定寄存器的值从而找到需要调用的内核函数。

你将见到这几种函数：

• syscall_……：用户空间内的函数，与sys_……成对存在

• msyscall：设置系统调用号并让系统陷入内核态的函数

• sys_……：内核函数

  有趣的是，在这里我们会发现msyscall需要6个参数，这引起了我们的一个新知识点：大量的参数是如何进行传递的？
  对于(n)个参数的传递，栈帧sp会保留(n * 4)个字节的空间，而前4个参数会被放在a0到a3这四个寄存器中，但是栈帧中对应空间还是会被预留，其余参数存储在前四个参数的预留空间之上的区域。

注意到一个问题，多于四个的参数会被放到内存中，而这个空间是存在于用户态的，因此我们需要在内核中将这些参数转移到内核空间内，这步工作需要在handle_sys()函数的汇编代码实现了。

我们先来整理一下在MOS中进行系统调用的流程：

1. 调用一个封装好的用户空间的库函数（如writef）
2. 调用用户空间的syscall_* 函数
3. 调用msyscall，用于陷入内核态
4. 陷入内核，内核取得信息，执行对应的内核空间的系统调用函数（sys_*）
5. 执行系统调用，并返回用户态，同时将返回值“传递”回用户态
6. 从库函数返回，回到用户程序调用处

msyscall

msyscall执行的职能只是陷入内核态，并不涉及系统调用的分发。

syscall
jr ra
nop

handle_sys

syscall发生后，OS根据中断向量发现是调用了系统调用，从而通过中断分发到handle_sys函数。

handle_sys函数通过分析传入的参数来找到具体的系统调用目标函数，并将传入的参数放到寄存器中，然后进入目标函数。

具体系统调用函数

所有的系统调用目标函数都在lib/syscall_all.c中定义，他们执行相应的功能，包括对页表的操作、进程的状态转换等等，在此按下不表。

进程通信 IPC

进程间通信机制是基于系统调用来实现的。通信的本质就是交换数据，而交换数据的最大问题在于：在进程间，用户地址空间相互独立。

因此，我们需要通过以内核的2g空间来作为传递信息的媒介，同时我们可以发现，进程控制块是存储在内核空间内的，因此我们完全可以将需要传递的数据放在目标的进程控制块内，然后目标进程在从中读取。

值得一提的是，由于在我们的用户程序中，会大量使用srcva 为0 的调用来表示不需要传递物理页面，因此在编写相关函数时也需要注意此种情况。

这两个过程是通过系统调用中的sys_ipc_recv与sys_ipc_can_send来实现。

前者需要将当前接收者的进程控制块的相应域设置好，并使用sys_yield使得当前进程放弃CPU。

后者需要检查目标是否准备好接受，并修改目标进程的进程控制块，将需要的信息放到他们的进程控制块内。

需要注意，如果需要传递物理页面信息，需要调用sys_mem_map函数将当前进程srcva对应位置的页面映射到目标进程的dstva处。

Fork函数

fork函数能够从一个进程生成另一个进程，使得子进程拥有和旧进程绝大部分相同的信息。同时，fork会在父子进程中拥有不同的返回值。

• 在fork 之前的代码段只有父进程会执行。
• 在fork 之后的代码段父子进程都会执行。
• fork 在不同的进程中返回值不一样，在父进程中返回值不为0，在子进程中返回值为0。
• 父进程和子进程虽然很多信息相同，但他们的env_id 是不同的。

写时复制机制

父进程会为子进程设置虚拟空间，但是我们通过上图能够发现，实际的分配过程其实是通过duppage复制页表，并设置PTE_COW。COW就是写时复制的意思（Copy On Write）。

只有当父子进程中有修改内存的举动时，内核会根据PTE_COW捕获中断（一般指缺页中断，Page Fault），并单独为修改内存的进程分配物理页面，然后将该页面复制过去后再实行修改。

区分父子进程的理论基础

fork()能够通过返回值来区别当前进程是否是子进程，若返回值为0则为子进程，否则为父进程。

而实现返回值差异性的函数是syscall_env_alloc函数，其属于用户函数，其触发系统调用后进行sys_env_alloc来创建和初始化一个新进程块。

sys_env_alloc

这个函数需要利用当前进程为模板来填写一个新的子进程块。其工作包括复制一份当前的运行现场、复制一下当前的PC值、修改子进程状态为阻塞、以及初始化其他进程控制块信息。

int sys_env_alloc(void)
{
	int r;
	struct Env *e;
	r = env_alloc(&e, curenv->env_id);
	if (r < 0) return r;
	e->env_status = ENV_NOT_RUNNABLE;
	e->env_pri = curenv->env_pri;
	bcopy((void *)KERNEL_SP - sizeof(struct Trapframe), (void *)&(e->env_tf), sizeof(struct Trapframe));
	e->env_tf.pc = e->env_tf.cp0_epc;
	e->env_tf.regs[2] = 0;

	return e->env_id; // 注意这个返回值是返回到父进程的
}

在分道扬镳后，父子各自的工作

子进程

子进程当前虽然拥有了一个进程控制块，但是仍然存在着几个问题：

• 子进程被第一次调度时，其处在fork函数中（准确来说，是syscall_env_alloc返回后），此时函数中的各个变量仍然指向父进程中对应数据结构，子进程如何替换掉这些变量？
• 子进程的用户空间没有初始化，如何实现COW的设想？

我们将在子进程中解决第一个问题，而第二个问题交由父进程解决

设置进程控制块

当从syscall_env_alloc返回后，子进程需要将当前函数内的进程控制块指针改为自己的。这一步通过调用syscall_getenvid这一系统调用实现。这一步后，子进程就能够从fork函数退出了（虽然当前处于阻塞状态）。

newenvid = syscall_env_alloc();
if(newenvid==0) {env = envs + ENVX(syscall_getenvid());return 0;}

父进程

父进程需要为子进程进行很多初始化工作，包括遍历进程空间并合理设置空间权限，实现空间共享、实现写时复制的缺页中断机制

进程映射

通过遍历当前页目录，将页面按以下规则进行设置：

• 只读页面 按照相同权限（只读）映射给子进程即可
• 共享页面 即具有PTE_LIBRARY 标记的页面，这类页面需要保持共享的可写的状态
• 写时复制页面 即具有PTE_COW 标记的页面，这类页面是上一次的fork 的duppage的结果
• 可写页面 需要给父进程和子进程的页表项都加上PTE_COW 标记

这个功能由duppage函数实现。

缺页中断

MIPS下存在两种缺页中断。一种是TLB缺失导致的缺页中断，其会触发trap并分发到handle_tlb下，然后按照正常逻辑进行查表、重填等，此处按下不表。

另一种是写时复制触发的缺页中断，其会触发trap分发到另一个处理函数handle_mod下。这个函数会跳转到page_fault_handler下，处理当前写时复制异常。

注意！MOS系统在此处应用了微内核的思想，将处理异常的方式交由用户进程自身，即在进程控制块内定义了一个域env_pgfault_handler用于指定异常处理的函数，使得用户能够自定义处理过程。

处理写时复制异常的流程为：

1. page_fault_handler将当前现场保存在异常处理栈中，设置epc的值，以使得中断退出后跳转到指定用户进程指定的异常处理函数中。
2. 退出中断，此时根据epc地址跳转到指定函数（注意这个函数是fork.c中的pgfault函数，这意味着它是用户态下执行的）中，处理缺页，然后恢复现场和sp寄存器，令进程恢复执行。