OS-lab6

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管道

在lab5的时候我们实现了文件类设备的读写操作，而在fd.c中，我们定义了3种设备：文件类设备、管道、终端，其中终端已经被完成了，剩下的就是管道了。

管道是一种父子进程间通信的设备，这样的通信是单向的。建立一个匿名管道的流程首先是建立一个缓冲文件，接着

• user/pipe.c

  首先我们来看看控制管道的结构体Pipe。这个结构体很简单，由读取端位置、写入端位置、缓冲区组成，在这个实验中采用的是环形缓冲区。

  接着我们来创建一个管道。

  pipe函数用于创建一个管道。

  在 pipe 中，首先分配两个文件描述符 fd0,fd1 并为其分配空间，然后给 fd0 对应的虚拟地址分配一页物理内存，再将 fd1 对应的虚拟地址映射到相同的物理内存。这一页上存的就是Pipe结构体，从而使得这两个文件描述符能够共享一个管道的数据缓冲区。

  这个时候创建的管道结构是这样的

  

  之后则需要根据具体情况关闭读端或写端，形成第一张图那样的单向流通的结构。

  接下来我们开始完成管道的读写。

  完成读写的功能思路很简单，也就是基本的生产者消费者模型。所以如果管道数据为空，即当 p_rpos >= p_wpos 时，应该进程切换到写者运行；写者必须得在p_wpos - p_rpos < BY2PIPE 时方可运行，也就是通过读写端的相对位置进行切换。
  piperead函数先通过fd2data取得Pipe结构体，判断缓冲区是否为空，若为空则判断管道是否关闭，如果没关闭就进行调度；接着循环读取缓冲区，遇到缓冲区为空则需要判断管道是否关闭和进行调度，直到读取n字节。
  pipewrite函数与piperead函数类似，不过这个函数每次必须写满缓冲区或写满n字节才会进行调度或退出。

  主体功能完成了，还有一些细节问题需要我们仔细思考，那就是读写结束应该如何判断，也就是判断管道另一端是否关闭。

  假设这样的情景：管道写端已经全部关闭，读者读到缓冲区有效数据的末尾，此时有 p_rpos = p_wpos。按照上面的做法，我们这里应当切换到写者运行。但写者进程已经结束，进程切换就造成了死循环，这时候读者进程如何知道应当退出了呢？

  在这里，我们利用页面的引用来完成这个功能。
  第一张图上我们可以看到，管道文件所在的物理页被写端和读端同时引用，也就是说有这样的等式成立pageref(rfd) + pageref(wfd) = pageref(pipe)。

  对于每一个匿名管道而言，我们分配了三页空间：一页是读数据的文件描述符 rfd，一页是写数据的文件描述符 wfd，剩下一页是被两个文件描述符共享的管道数据缓冲区。

  而如果写端关闭，则pageref(wfd)=0，此时满足pageref(rfd)=pageref(pipe)，因此可以使用这样的机制来判断某一端是否关闭。

  这个问题看上去确实解决了，不过还留有隐患。之前提到了进程需要关闭读端或写端才能进行通信，在这里调用了close函数。

  int close(int fdnum)
  {
  	int r;
  	struct Dev *dev;
  	struct Fd *fd;
  	if ((r = fd_lookup(fdnum, &fd)) < 0
  		||  (r = dev_lookup(fd->fd_dev_id, &dev)) < 0) {
  		return r;
  	}
  	r = (*dev->dev_close)(fd); 
  	fd_close(fd);
  	return r;
  }
  

  可以看到这个函数分为两步，首先是移除设备到fd的引用，然后是移除进程对fd的引用。就有可能出现这种情况：

  pipe(p);
  if(fork() == 0){//子进程
      close(p[1]);
      //中断1发生在close和read之间
      read(p[0], buf, sizeof buf);
  }else{//父进程
      close(p[0]);//中断2发生在dev_close和fd_close之间
      write(p[1], "zzz", 3);
  }
  

  这个时候，父子进程都对p[0]有引用，引用量为2，父进程对p[1]有引用，引用量为1，而pipe被父进程的p[1]和子进程的p[0]引用，引用量是2，这时子进程再执行read，比较pipe的引用和p[0]的引用发现一样，认为p[1]关闭，因此就退出了。

  不幸的是，fd.c中的dup也出了类似的问题。在dup函数中发生了两次映射，首先是把oldfd映射到newfd中，然后再把oldfd的内容映射过去。比如dup(p[0], 10)这样的调用，会首先增加p[0]的引用，然后再增加pipe的引用，如果中断在这中间产生，那么pipe的引用是没有增加的，这时就出现了之前一样的问题，pipe的引用可能与p[0]或p[1]相等，造成误判。

  这两个函数最大的问题在于，建立映射和移除映射的顺序导致了pipe的引用不能保证一直最大。在知道了这个问题的根源后，进行修复的操作也很容易了，就是调整顺序，保证pipe的引用最大即可。

  那现在就万无一失了吗？先别急，我们来看看判断管道关闭的函数_pipeisclosed。

  根据我们的等式，当p[0]或p[1]的引用与pipe相等时就判断为一端已经关闭，显然，我们需要先获得这两者的引用才行。

  pfd = pageref(fd);
  pfp = pageref(pipe);
  
  if (pfd == pfp){
      return 1;
  }
  return 0;
  

  很显然，我们会想到这样写。

  还是上面的例子，假如子进程执行完close(p[1])后没有中断1，而是继续执行read，此时因为父进程未运行，缓冲区为空，就进入了_pipeisclosed函数判断是否一端已经关闭，在获得了pfd的引用量2后，中断1发生；父进程执行到wrtie中途中断2发生，这个时候已经关闭了p[0]；子进程执行，获得的pipe的引用量为2，两者相等，发生误判。

  这个例子我们可以知道，我们获得的引用量也可能是错误的，原因在于我们没有得到最新的引用量，从而引起了误判。因此，我们需要一个循环来获得最新的引用，不过怎么知道循环可以退出呢？那就是得到的最新的引用，怎么知道这是最新的引用呢？那就是在执行过程中没有中断发生，怎么知道没有中断发生？在lab3中我们知道在时钟中断发生时，会进入调度函数sched_yeild进行调度，在调度的最后会进入env_run切换运行，在这个函数中我们会增加env_runs代表运行的次数。也就是说，这个变量能够指示中断的发生。因此，我们在取得引用之前，先记录一下当时的env_runs，在取得引用之后再判断现在的env_runs是否一样，如果不一样则证明发生了中断，需要再次获得引用，一样则证明没有中断发生，可以退出循环。

  到这里，我们终于完成管道退出的判断函数_pipeisclosed了。整个管道的读写我们就完成了。

shell

最后，我们还需要完成一个用户的交互界面，也就是shell。具体来说，我们需要能够读取用户输入的命令，并通过操作系统执行这些命令。那么命令在操作系统中是什么？在user文件夹下有ls.c、echo.c等几个文件，这几个文件就是命令的源码，最终会形成可执行文件，我们调用的命令，实际上就是运行这些可执行文件。而在此之前，我们还需要一个进程来解析这些命令，这就是sh.c。

• user/sh.c

  这就是shell进程。

  _gettoken函数用于获得标识。
  runcmd函数根据获得的标识运行指令。
  readline函数用于读取一行指令。

  注意到在runcmd中，在真正执行指令的时候实际是调用了spawn函数完成，这个函数就是具体的加载并运行一个命令文件的函数。

• user/spawn.c

  这个文件完成了加载命令文件并运行的功能。

  init_stack函数用于初始化栈。
  usr_is_elf_format函数用于判断文件是否为可执行文件。
  usr_load_elf函数用于将可执行文件载入到内存中。我们在lab3中完成了这个任务，即load_icode_mapper函数，基本上就是照抄一遍。那为什么不能直接调用那个函数呢？首先，那个函数处于内核态，没有系统调用可以访问，此外，我们在lab3中最终是在init.c中利用ENV_CREATE手动创建进程，而对于输入不确定的shell来说，这显然做不到。
  spawn函数用于载入命令文件。首先通过open打开文件，得到文件描述符；接着判断这个文件是否是可执行文件；接着使用syscall_env_alloc获得一个空闲的进程；通过init_stack初始化栈，接着利用usr_load_elf载入可执行文件，这里需要知道elf文件的格式，找到并载入所有的程序段；设置pc值和栈帧等；复制获得父进程的共享页表；最后设置进程状态。这个函数中出现的子进程也就是当前的shell进程的子进程，就是命令文件执行的进程。

到这里，我们就能够通过命令行与操作系统进行交互了。

OS大厦，完成！