lab4实验报告

一、实验思考题

Thinking4.1

保存现场过程中改写非通用的寄存器，SAVE_ALL将所有通用寄存器的值存入栈中。一些其他的寄存器，如k0存储sp的值，k1存储帮助sp更新值，v0存储部分非通用寄存器相关的值。所以可以避免破坏通用寄存器。

可以直接获取，在处理相关系统调用时，a0-a3的值还没有改变。

在调用sys相关的函数时，通过将前4个参数赋值给对应的寄存器上，后续参数保存在栈中的对应位置。

修改epc的值以便返回时可以继续执行下一条指令，将执行结果返回值存入v0寄存器，从系统调用返回时，用户态获取系统调用的返回值，并且可以继续执行下一条指令。

Thinking4.2

• 子进程和父进程之间共享代码段，并且具有相同的数据和状态，所以子进程和父进程的代码段是一样的
• 子进程恢复上下文时的位置在fork()函数，创建时保存父进程的上下文和pc值，所以不执行fork()之前的代码。

Thinking4.3

C

fork只在父进程中被调用了一次，在两个进程中各产生一个返回值

Thinking4.4

在空间0-USTACKTOP中，非共享的页面或者只读的页面不用保护，其他需要duppage保护起来。

具体有一些空间，UTOP之上的空间用户进程不应操作，无需保护。UXSTACKTOP用户进程异常栈，无需保护。USTACKTOP + BY2PG显示Invalid memory无需保护。

Thinking4.5

vpt指向二级页表，即页表项。vpd指向一级页表，即页目录。类似于数组或者指针的操作(*vpd) [va >> 22]，(*vpt) [va >> 12]。可以分别取页表项物理地址和va对应的物理地址。

在entry.S中

vpd:     
     .word (UVPT+(UVPT>>12)*4) 

注意到计算vpd即页目录地址，体现了自映射。

获取了地址一般可以修改，但是用户进程没有访问权限。

Thinking4.6

写时复制机制下，如果页面有COW则需要进行中断重入。

用户态中需要处理中断，读取Trapfram中的值，并且利用相关数据来恢复现场。

Thinking4.7

• 符合微内核的思想，用户空间可以临时执行内核的功能，当内核出现故障时操作系统不至于崩溃。
• 通用寄存器存入栈中，记录sp栈指针，读取数据时出栈，从而恢复后得到正确值。

Thinking4.8

• syscall_env_alloc函数执行过程中可能遇到异常，需要进行异常处理。
• 此时中断处理还没有完全设置好，当触发缺页中断时，无法进行正确的处理。
• 子进程在执行时已经复制了父进程中__pgfault_handler的值，所以不需要赋值。

二、实验难点图示

中断，以及系统调用时如何通过特权指令syscall陷入内核态，这一块理解地还不是很透彻。

系统调用的流程：

1. 调用一个封装好的用户空间的库函数
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
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

内核态和用户态的栈空间的管理，进入handle_syscall需要进行相关处理。出现页错误时，内核会把进程在一个新的栈（异常栈）上面重启，运行指定的用户级别页错误处理函数。

• 设置正确的epc值，从异常处理结束后继续返回到下一条指令。
• 取出系统调用号
• 在内核栈上正确存放参数
• 执行完毕后恢复内核栈指针位置

进程间通信ipc中需要的一些权限位的处理。

写时复制，copy on write机制，先让父子进程共享相同的物理空间，设置异常处理栈和epc值，要处理异常需要将epc的值设置为page_fault_handler，跳转至异常处理函数。

duppage需要区分不同的权限，并且采取对应的处理。

• 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

三、体会与感想

本lab实验总体上内容比较多，系统调用部分需要实现一些重要的函数。首先要理解好系统调用的流程，先从用户空间调用函数，之后由msyscall陷入内核态，在内核态中我们实现了参数和信息的传递，内核态即可执行系统调用函数sys，最终返回到用户空间，再从库函数中返回。

用户空间可以临时执行内核的功能，这是微内核的一种思想，设备驱动、文件系统可以放在用户空间实现，即使它们崩溃，也不会影响到整个系统的稳定。需要实现进程间的通信(ipc)

fork的copy on write机制也有利于提高效率，并不直接复制。而是父子进程中有修改内存的行为发生时，内核捕获这种缺页中断后，再为发生内存修改的进程相应的地址分配物理页面。实现时还需要注意duppage对于不同权限页需要有不同的处理方式。

代码的理解和debug依然存在问题，对于注释中前置条件和后置条件等，对于实现有一定的提示作用。但是自己有些地方还没有理解好，在实现时可能还是有一些细节没有考虑足够，所以在实现时依然存在了bug，花费大量时间才找到。总的来看，收获也很大。