MIT 6.828 JOS学习笔记18. Lab 3.2 Part B: Page Faults, Breakpoints Exceptions, and System Calls

现在你的操作系统内核已经具备一定的异常处理能力了，在这部分实验中，我们将会进一步完善它，使它能够处理不同类型的中断/异常。

Handling Page Fault

　　缺页中断是一个非常重要的中断，因为我们在后续的实验中，非常依赖于能够处理缺页中断的能力。当缺页中断发生时，系统会把引起中断的线性地址存放到控制寄存器 CR2 中。在trap.c 中，已经提供了一个能够处理这种缺页异常的函数page_fault_handler()。

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 　　Question 5:

     　　修改一下 trap_dispatch 函数，使系统能够把缺页异常引导到 page_fault_handler() 上执行。在修改完成后，运行 make grade，出现的结果应该是你修改后的 JOS 可以成功运行 faultread，faultreadkernel，faultwrite，faultwritekernel 测试程序。

　    答：

　　　  根据 trapentry.S 文件中的 TRAPHANDLER 函数可知，这个函数会把当前中断的中断码压入堆栈中，再根据 inc/trap.h 文件中的 Trapframe 结构体我们可以知道，Trapframe 中的 tf_trapno 成员代表这个中断的中断码。所以在 trap_dispatch 函数中我们需要根据输入的 Trapframe 指针 tf 中的 tf_trapno 成员来判断到来的中断是什么中断，这里我们需要判断是否是缺页中断，如果是则执行 page_fault_handler 函数，所以我们可以这么修改代码：

　　　　

static void
trap_dispatch(struct Trapframe *tf)
{
    int32_t ret_code;
    // Handle processor exceptions.
    // LAB 3: Your code here.
    switch(tf->tf_trapno) {
        case (T_PGFLT):
            page_fault_handler(tf);
            break; 
         default:
            // Unexpected trap: The user process or the kernel has a bug.
            print_trapframe(tf);
            if (tf->tf_cs == GD_KT)
                panic("unhandled trap in kernel");
            else {
                env_destroy(curenv);
                return;
            }
    }
} 

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　　我们之后还会对这个中断处理函数进一步改进。

Breaking Points Exception 

　　断点异常，异常号为3，这个异常可以让调试器能够给程序加上断点。加断点的基本原理就是把要加断点的语句用一个 INT3 指令替换，执行到INT3时，会触发软中断。在JOS中，我们将通过把这个异常转换成一个伪系统调用，这样的话任何用户环境都可以使用这个伪系统调用来触发JOS kernel monitor。

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　　Exercise 6：

　　　　修改trap_dispatch()使断点异常发生时，能够触发kernel monitor。修改完成后运行 make grade，运行结果应该是你修改后的 JOS 能够正确运行 breakpoint 测试程序。

　　答：

　　　　这个练习其实和上一个练习是类似的，只不过是在这里我们需要处理断点中断 (T_BRKPT)，kernel monitor 就是定义在 kern/monitor.c 文件中的 monitor 函数，所以修改后的程序如下

static void
trap_dispatch(struct Trapframe *tf)
{
    int32_t ret_code;
    // Handle processor exceptions.
    // LAB 3: Your code here.
    switch(tf->tf_trapno) {
        case (T_PGFLT):
            page_fault_handler(tf);
            break; 
        case (T_BRKPT):
            monitor(tf);        
            break;
         default:
            // Unexpected trap: The user process or the kernel has a bug.
            print_trapframe(tf);
            if (tf->tf_cs == GD_KT)
                panic("unhandled trap in kernel");
            else {
                env_destroy(curenv);
                return;
            }
    }
}

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　　Question

　　　　3. 在上面的break point exception测试程序中，如果你在设置IDT时，对break point exception采用不同的方式进行设置，可能会产生触发不同的异常，有可能是break point exception，有可能是 general protection exception。这是为什么？你应该怎么做才能得到一个我们想要的breakpoint exception，而不是general protection exception？

　　　　答：

　　　　　　通过实验发现出现这个现象的问题就是在设置IDT表中的breakpoint exception的表项时，如果我们把表项中的DPL字段设置为3，则会触发break point exception，如果设置为0，则会触发general protection exception。DPL字段代表的含义是段描述符优先级（Descriptor Privileged Level），如果我们想要当前执行的程序能够跳转到这个描述符所指向的程序哪里继续执行的话，有个要求，就是要求当前运行程序的CPL，RPL的最大值需要小于等于DPL，否则就会出现优先级低的代码试图去访问优先级高的代码的情况，就会触发general protection exception。那么我们的测试程序首先运行于用户态，它的CPL为3，当异常发生时，它希望去执行 int 3指令，这是一个系统级别的指令，用户态命令的CPL一定大于 int 3 的DPL，所以就会触发general protection exception，但是如果把IDT这个表项的DPL设置为3时，就不会出现这样的现象了，这时如果再出现异常，肯定是因为我们还没有编写处理break point exception的程序所引起的，所以是break point exception。

　　

System Calls

　　用户程序会要求内核帮助它完成系统调用。当用户程序触发系统调用，系统进入内核态。处理器和操作系统将保存该用户程序当前的上下文状态，然后由内核将执行正确的代码完成系统调用，然后回到用户程序继续执行。而用户程序到底是如何得到操作系统的注意，以及它如何说明它希望操作系统做什么事情的方法是有很多不同的实现方式的。

　　在JOS中，我们会采用int指令，这个指令会触发一个处理器的中断。特别的，我们用int $0x30来代表系统调用中断。注意，中断0x30不是通过硬件产生的。

　　应用程序会把系统调用号以及系统调用的参数放到寄存器中。通过这种方法，内核就不需要去查询用户程序的堆栈了。系统调用号存放到 %eax 中，参数则存放在 %edx, %ecx, %ebx, %edi, 和 %esi 中。内核会把返回值送到 %eax中。在lib/syscall.c中已经写好了触发一个系统调用的代码。　　

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  　　Exercise 7:

　　　　给中断向量T_SYSCALL编写一个中断处理函数。你需要去编辑kern/trapentry.S和kern/trap.c中的trap_init()函数。你也需要去修改trap_dispatch()函数，使他能够通过调用syscall()（在kern/syscall.c中定义的）函数处理系统调用中断。最终你需要去实现kern/syscall.c中的syscall()函数。确保这个函数会在系统调用号为非法值时返回-E_INVAL。你应该充分理解lib/syscall.c文件。我们要处理在inc/syscall.h文件中定义的所有系统调用。

　　　　通过make run-hello指令来运行 user/hello 程序，它应该在控制台上输出 "hello, world" 然后出发一个页中断。如果没有发生的话，代表你编写的系统调用处理函数是不正确的。

 　　答：

　　　　我们需要了解一下系统调用的整个流程，如果现在运行的是内核态的程序的话，此时调用了一个系统调用，比如 sys_cputs 函数时，此时不会触发中断，那么系统会直接执行定义在 lib/syscall.c 文件中的 sys_cputs，我们可以看一下这个文件，可以发现这个文件中定义了几个比较常用的系统调用，包括 sys_cputs, sys_cgetc 等等。我们还会发现他们都是统一调用一个 syscall 函数，通过这个函数的代码发现其实它是执行了一个汇编指令。所以最终是这个函数完成了系统调用。

　　　　以上是运行在内核态下的程序，调用系统调用时的流程。

　　　　但是如果是用户态程序呢？这个练习就是让我们编写程序使我们的用户程序在调用系统调用时，最终也能经过一系列的处理最终去执行 lib/syscall.c 中的 syscall 指令。

　　　　让我们看一下这个过程，当用户程序中要调用系统调用时，比如 sys_cputs，从它的汇编代码中我们会发现，它会执行一个 int $0x30 指令，这个指令就是软件中断指令，这个中断的中断号就是 0x30，即 T_SYSCALL，所以题目中让我们首先为这个中断号编写一个中断处理函数，我们首先就要在 kern/trapentry.S 文件中为它声明它的中断处理函数，即TRAPHANDLER_NOEC，就像我们为其他中断号所做的那样。　

kern/trapentry.S

.....
TRAPHANDLER_NOEC(t_fperr, T_FPERR)
TRAPHANDLER(t_align, T_ALIGN)
TRAPHANDLER_NOEC(t_mchk, T_MCHK)
TRAPHANDLER_NOEC(t_simderr, T_SIMDERR)

TRAPHANDLER_NOEC(t_syscall, T_SYSCALL)

_alltraps
....

　　　　然后在trap.c 文件中声明 t_syscall() 函数。并且在 trap_init() 函数中为它注册

kern/trap.c

....
void t_fperr();
void t_align();
void t_mchk();
void t_simderr();

void t_syscall();

.....

void
trap_init(void)
{
    extern struct Segdesc gdt[];
    
        .....
    SETGATE(idt[T_ALIGN], 0, GD_KT, t_align, 0);
    SETGATE(idt[T_MCHK], 0, GD_KT, t_mchk, 0);
    SETGATE(idt[T_SIMDERR], 0, GD_KT, t_simderr, 0);

    SETGATE(idt[T_SYSCALL], 0, GD_KT, t_syscall, 3);
    // Per-CPU setup 
    trap_init_percpu();
}    

　　　　此时当系统调用中断发生时，系统就可以捕捉到这个中断了，中断发生时，系统会调用 _alltraps 代码块，并且最终来到 trap() 函数处，进入trap函数后，经过一系列处理进入 trap_dispatch 函数。题目中要求此时我们需要去调用 kern/syscall.c 中的syscall函数，这里注意，这个函数可不是 lib/syscall.c 中的 syscall 函数，但是通过阅读 kern/syscall.c 中的 syscall 程序我们发现，它的输入和 lib/syscall.c 中的 syscall 很像，如下

　　　　kern/syscall.c 中的 syscall ：

　　　　　　syscall(uint32_t syscallno, uint32_t a1, uint32_t a2, uint32_t a3, uint32_t a4, uint32_t a5)

　　　　lib/syscall.c 中的 syscall ：

　　　　　　syscall(int num, int check, uint32_t a1, uint32_t a2, uint32_t a3, uint32_t a4, uint32_t a5)

　　　　所以我们可以假象一下，是不是 kern/syscall.c 中的 syscall 就是一个外壳函数，它的存在就是为了能够调用 lib/syscall 的呢？ 所以我们按照这个思路继续进行下去，我们再继续观察 kern/syscall.c 中的其他函数，会惊人的发现，kern/syscall.c 中的所有函数居然和 lib/syscall.c 中的所有函数都是一样的！！比如 在这两个文件中都有 sys_cputs 函数，但是我们仔细观察可以发现这两个同名的函数，实现方式却不一样。拿 sys_cputs 函数举例

　　　　在 kern/syscall.c 中的 sys_cputs 是这样的：

static void
sys_cputs(const char *s, size_t len)
{
    // Check that the user has permission to read memory [s, s+len).
    // Destroy the environment if not:.

    // LAB 3: Your code here.
    user_mem_assert(curenv, s, len, 0);
    // Print the string supplied by the user.
    cprintf("%.*s", len, s);
}

　　　而在 lib/syscall.c 中的 sys_cputs 是这样的

void
sys_cputs(const char *s, size_t len)
{
    syscall(SYS_cputs, 0, (uint32_t)s, len, 0, 0, 0);
}

　　　　可见在 lib/syscall.c 中，是直接调用 syscall 的，但是注意观察 kern/syscall.c 中的 sys_cputs，它调用了 cprintf，这个调用其实就是为了完成输出的功能，但是我们要注意，当我们程序运行到这里时，系统已经工作在内核态了，而cprintf函数其实就是通过调用 lib/syscall.c 中的 sys_cputs 来实现的，由于此时系统已经处于内核态了，所以这个 sys_cputs 可以被执行了！所以 kern/syscall.c 中的 sys_cputs 函数通过调用 cprintf 实现了调用 lib/syscall.c 中的 syscall ！这正是我们一开始要实现的目标！

　　　　所以剩下的就是我们如何在 kern/syscall.c 中的 syscall() 函数中正确的调用 sys_cputs 函数了，当然 kern/syscall.c 中其他的函数也能完成这个功能。所以我们必须根据触发这个系统调用的指令到底想调用哪个系统调用来确定我们该调用哪个函数。

　　　　那么怎么知道这个指令是要调用哪个系统调用呢？答案是根据 syscall 函数中的第一个参数，syscallno，那么这个值其实要我们手动传递进去的，这个值存在哪里？通过阅读 lib/syscall.c 中的syscall函数我们可以知道它存放在 eax寄存器中，大家可以自己思考下这个是为什么。所以我们来最后完成 trap_dispatch 和 kern/syscall.c 中的 syscall 函数的代码。

　trap_dispatch:

static void
trap_dispatch(struct Trapframe *tf)
{
    int32_t ret_code;
    // Handle processor exceptions.
    // LAB 3: Your code here.
    switch(tf->tf_trapno) {
        case (T_PGFLT):
            page_fault_handler(tf);
            break; 
        case (T_BRKPT):
            monitor(tf);        
            break;
        case (T_SYSCALL):
    //        print_trapframe(tf);
            ret_code = syscall(
                    tf->tf_regs.reg_eax,
                    tf->tf_regs.reg_edx,
                    tf->tf_regs.reg_ecx,
                    tf->tf_regs.reg_ebx,
                    tf->tf_regs.reg_edi,
                    tf->tf_regs.reg_esi);
            tf->tf_regs.reg_eax = ret_code;
            break;
         default:
            // Unexpected trap: The user process or the kernel has a bug.
            print_trapframe(tf);
            if (tf->tf_cs == GD_KT)
                panic("unhandled trap in kernel");
            else {
                env_destroy(curenv);
                return;
            }
    }
}

　　kern/syscall.c 中的 syscall()

int32_t
syscall(uint32_t syscallno, uint32_t a1, uint32_t a2, uint32_t a3, uint32_t a4, uint32_t a5)
{
    // Call the function corresponding to the 'syscallno' parameter.
    // Return any appropriate return value.
    // LAB 3: Your code here.

    //    panic("syscall not implemented");

    switch (syscallno) {
        case (SYS_cputs):
            sys_cputs((const char *)a1, a2);
            return 0;
        case (SYS_cgetc):
            return sys_cgetc();
        case (SYS_getenvid):
            return sys_getenvid();
        case (SYS_env_destroy):
            return sys_env_destroy(a1);
        default:
            return -E_INVAL;
    }
}

　　

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User-mode startup

　　　　用户程序真正开始运行的地方是在lib/entry.S文件中。该文件中，首先会进行一些设置，然后就会调用lib/libmain.c 文件中的 libmain() 函数。你首先要修改一下 libmain() 函数，使它能够初始化全局指针 thisenv ，让它指向当前用户环境的 Env 结构体。

　　　　然后 libmain() 函数就会调用 umain，这个 umain 程序恰好是 user/hello.c 中被调用的函数。在之前的实验中我们发现，hello.c程序只会打印 "hello, world" 这句话，然后就会报出 page fault 异常，原因就是 thisenv->env_id 这条语句。现在你已经正确初始化了这个 thisenv的值，再次运行就应该不会报错了。

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　　　　Exercise 8.

　　　　　　把我们刚刚提到的应该补全的代码补全，然后重新启动内核，此时你应该看到 user/hello 程序会打印 "hello, world", 然后在打印出来 "i am environment 00001000"。user/hello 然后就会尝试退出，通过调用 sys_env_destroy()。由于内核目前仅仅支持一个用户运行环境，所以它应该汇报 “已经销毁用户环境”的消息，然后退回内核监控器(kernel monitor)。

　　　　答：

　　　　　　其实这个练习就是让你通过程序获得当前正在运行的用户环境的 env_id , 以及这个用户环境所对应的 Env 结构体的指针。 env_id 我们可以通过调用 sys_getenvid() 这个函数来获得。那么如何获得它对应的 Env结构体指针呢？

　　　　　　通过阅读 lib/env.h 文件我们知道，env_id的值包含三部分，第31位被固定为0；第10~30这21位是标识符，标示这个用户环境；第0~9位代表这个用户环境所采用的 Env 结构体，在envs数组中的索引。所以我们只需知道 env_id 的低 0~9 位，我们就可以获得这个用户环境对应的 Env 结构体了。

　　　　　　 lib/libmain.c

void
libmain(int argc, char **argv)
{
    // set thisenv to point at our Env structure in envs[].
    // LAB 3: Your code here.
    thisenv = &envs[ENVX(sys_getenvid())];

    // save the name of the program so that panic() can use it
    if (argc > 0)
        binaryname = argv[0];

    // call user main routine
    umain(argc, argv);

    // exit gracefully
    exit();
}

　　

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 Page faults and memory protection

 　　内存保护是操作系统的非常重要的一项功能，它可以防止由于用户程序崩溃对操作系统带来的破坏与影响。

　　 操作系统通常依赖于硬件的支持来实现内存保护。操作系统可以让硬件能够始终知晓哪些虚拟地址是有效的，哪些是无效的。当程序尝试去访问一个无效地址，或者尝试去访问一个超出它访问权限的地址时，处理器会在这个指令处终止，并且触发异常，陷入内核态，与此同时把错误的信息报告给内核。如果这个异常是可以被修复的，那么内核会修复这个异常，然后程序继续运行。如果异常无法被修复，则程序永远不会继续运行。

　　 作为一个可修复异常的例子，让我们考虑一下可自动扩展的堆栈。在许多系统中，内核在初始情况下只会分配一个内核堆栈页，如果程序想要访问这个内核堆栈页之外的堆栈空间的话，就会触发异常，此时内核会自动再分配一些页给这个程序，程序就可以继续运行了。

　　 系统调用也为内存保护带来了问题。大部分系统调用接口让用户程序传递一个指针参数给内核。这些指针指向的是用户缓冲区。通过这种方式，系统调用在执行时就可以解引用这些指针。但是这里有两个问题：

　　 1. 在内核中的page fault要比在用户程序中的page fault更严重。如果内核在操作自己的数据结构时出现 page faults，这是一个内核的bug，而且异常处理程序会中断整个内核。但是当内核在解引用由用户程序传递来的指针时，它需要一种方法去记录此时出现的任何page faults都是由用户程序带来的。

　　 2. 内核通常比用户程序有着更高的内存访问权限。用户程序很有可能要传递一个指针给系统调用，这个指针指向的内存区域是内核可以进行读写的，但是用户程序不能。此时内核必须小心不要去解析这个指针，否则的话内核的重要信息很有可能被泄露。

　　 现在你需要通过仔细检查所有由用户传递来指针所指向的空间来解决上述两个问题。当一个程序传递给内核一个指针时，内核会检查这个地址是在整个地址空间的用户地址空间部分，而且页表也运行进行内存的操作。

　　 

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　　Exercise 9

　　　　修改kern/trap.c文件，使其能够实现：当在内核模式下发现页错，trap.c 文件会panic。

　　　　提示：

　　　　　为了能够判断这个page fault是出现在内核模式下还是用户模式下，我们应该检查 tf_cs 的低几位。

　　　　　阅读 user_mem_assert （在 kern/pmap.c），并且实现 user_mem_check;

　　　　　修改一下 kern/syscall.c 去检查输入参数。

　　　      启动内核后，运行 user/buggyhello 程序，用户环境可以被销毁，内核不可以panic，你应该看到：

　　　　　　[00001000] user_mem_check assertion failure for va 00000001
    　　　　  [00001000] free env 00001000
                 Destroyed the only environment - nothing more to do!

 　　　  答：

　　　　　首先我们应该根据什么来判断当前运行的程序时处在内核态下还是用户态下？答案是根据 CS 段寄存器的低2位，这两位的名称叫做 CPL 位，表示当前运行的代码的访问权限级别，0代表是内核态，3代表是用户态。

　　　　　题目要求我们在检测到这个 page fault 是出现在内核态时，要把这个事件 panic 出来，所以我们把 page_fault_handler 文件修改如下：

　　　　   

void
page_fault_handler(struct Trapframe *tf)
{
    uint32_t fault_va;

    // Read processor's CR2 register to find the faulting address
    fault_va = rcr2();

    // Handle kernel-mode page faults.
        // LAB 3: Your code here.
    if(tf->tf_cs && 0x01 == 0) {
        panic("page_fault in kernel mode, fault address %d
", fault_va);
    }
    
    // We've already handled kernel-mode exceptions, so if we get here,
    // the page fault happened in user mode.

    // Destroy the environment that caused the fault.
    cprintf("[%08x] user fault va %08x ip %08x
",
        curenv->env_id, fault_va, tf->tf_eip);
    print_trapframe(tf);
    env_destroy(curenv);
}    

　　　 然后根据题目的要求，我们还要继续完善 kern/pmap.c 文件中的 user_mem_assert , user_mem_check 函数，通过观察 user_mem_assert 函数我们发现，它调用了 user_mem_check 函数。而 user_mem_check 函数的功能是检查一下当前用户态程序是否有对虚拟地址空间 [va, va+len] 的 perm| PTE_P 访问权限。

　　　 自然我们要做的事情应该是，先找到这个虚拟地址范围对应于当前用户态程序的页表中的页表项，然后再去看一下这个页表项中有关访问权限的字段，是否包含 perm | PTE_P，只要有一个页表项是不包含的，就代表程序对这个范围的虚拟地址没有 perm|PTE_P 的访问权限。以上就是这段代码的大致思想。

int
user_mem_check(struct Env *env, const void *va, size_t len, int perm)
{
    // LAB 3: Your code here.
    char * end = NULL;
    char * start = NULL;
    start = ROUNDDOWN((char *)va, PGSIZE); 
    end = ROUNDUP((char *)(va + len), PGSIZE);
    pte_t *cur = NULL;

    for(; start < end; start += PGSIZE) {
        cur = pgdir_walk(env->env_pgdir, (void *)start, 0);
        if((int)start > ULIM || cur == NULL || ((uint32_t)(*cur) & perm) != perm) {
              if(start == ROUNDDOWN((char *)va, PGSIZE)) {
                    user_mem_check_addr = (uintptr_t)va;
              }
              else {
                      user_mem_check_addr = (uintptr_t)start;
              }
              return -E_FAULT;
        }
    }
        
    return 0;
}

　　最后按照题目要求我们还要补全 kern/syscall.c 文件中的一部分内容，即 sys_cputs 函数，这个函数要求检查用户程序对虚拟地指空间 [s, s+len] 是否有访问权限，所以我们恰好可以使用刚刚写好的函数 user_mem_assert() 来实现。

static void
sys_cputs(const char *s, size_t len)
{
    // Check that the user has permission to read memory [s, s+len).
    // Destroy the environment if not:.

    // LAB 3: Your code here.
    user_mem_assert(curenv, s, len, 0);
    // Print the string supplied by the user.
    cprintf("%.*s", len, s);
}

　　至此，我们就完成了这个练习，可以运行一下 make run-buggyhello，看一下它是否按照题目的要求输出了信息。

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　　Exercise 10

　　　　重新启动你的内核，并且运行 user/evilhello。内核应该不能 panic，并且输出如下信息：

　　　　    [00000000] new env 00001000
    　　      [00001000] user_mem_check assertion failure for va f010000c
               [00001000] free env 00001000　　  

 　  答：

　　　　其实 Exercise 9 完成后，Exercise 10 其实也完成了，你可以直接运行 make run-evilhello，看一下是否输出要求的结果。

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　　Lab 3 到现在就全部完成了~

　　欢迎提问与指错~

　　　　zzqwf12345@163.com