OS-lab4

上机

lab4-1

exam

发现这届课程组确实很贴心，担心大家过不了exam，每次都给伪代码。lab3上机要自己实现异常处理函数，lab4是实现系统调用。这次exam特别特别简单（尤其还给伪代码，想错都难），实现进程组通讯。

extra

实现父进程给所有的后代进程（子进程、子子进程、…），可以在用户态实现，也可以写新的系统调用。

要遍历所有的后代进程可以用dfs，我是在用户态实现的

void ipc_broadcast(u_int val, void *srcva, u_int perm)
{
	dfs(syscall_getenvid(), val, srcva, perm);
}

void dfs(u_int id, u_int val, void *srcva, u_int perm)
{
	for (int i = 0; i < 10; i++)
	{
		if (envs[i].env_status != ENV_FREE && envs[i].env_parent_id == id && envs[i].env_parent_id!=0)
		{   debugf("i'm in\n");
			dfs(envs[i].env_id, val, srcva, perm);
			ipc_send(envs[i].env_id, val, srcva, perm);
		}
	}
}

md气死我了，我 dfs(syscall_getenvid(), val, srcva, perm);调用syscall_getenvid的时候没加括号，结果相当于传的是syscall_getenvid这个函数的地址，气死了，气死了，到最后也没找出来bug

lab4-2

exam

实现父进程，阻塞所有的后代进程。准确来说，父进程申请一个信号量，可以最多阻塞n个进程，然后后代进程会阻塞，当阻塞的进程数达到n的时候，解除阻塞，同时信号量失效。

保证

• 只有一个根进程，其他都是后代进程，所以我们的信号量可以直接定义一个全局变量，但如果有多个父进程，就需要把信号量设成进程的属性，在fork的时候父进程把它传给子进程
• 只会进行一次申请信号量，保证先申请，才会fork

我的阻塞实现在用户态，首先在ipc.c中定义void barrier_alloc(int n) ,void barrier_wait(void)

void barrier_alloc(int n){
       syscall_barrier(0, n);

	}
void barrier_wait(void){
        int r;
	syscall_barrier(2,0);
	while((r = syscall_barrier(1,0)) != 0){
            syscall_yield();
		}
	}

实现系统调用

int sys_barrier(int op, int sum)
{
	if (op == 0)             // 申请
	{
		ba = sum;
		return 0;
	}
	if (op == 2)            //try_wait
	{
		ba--;
		return 0;
	}
	if (op == 1)            // 查询
	{
		if (ba <= 0)
		{

			return 0;
		}
		else
		{
			return 1;
		}
	}
}

但其实我的实现是错的：

void barrier_wait(void){
        int r;
	syscall_barrier(2,0);          //如果执行完这一句之后时间片用完了，切换下一个进程，会出问题
	while((r = syscall_barrier(1,0)) != 0){
            syscall_yield();
		}
	}

void barrier_wait(void){
        int r;        
	while((r = syscall_barrier()) != 0){      //这样才是正确的
            syscall_yield();
		}
	}

实验报告

一、thinking

thinking 4.1

• k0寄存器在MIPS规范中是留给内核操作的，保存现场的时候，对于状态寄存器可以用k0寄存器做最中介进行传递
• 如果切换内核态的时候没有修改a0-a3应该是可以访问的，但do_syscall传递了tf这个参数，会修改寄存器的值，所以不能
• do_syscall 的时候我们保存了系统调用前的现场，按照SAVEALL的规格，便可以找到传递的参数
• 4
  • EPC+=4，返回到系统调用的下一条指令
  • 如果系统调用号不存在，通过修改v0返回错误值

thinking 4.2

进程号是独一无二的，801和001返回的是同一个进程块，而001是非法的，所以必须判断一下

thinking 4.3

envid2env函数中，如果进程号为0，则返回当前进程块

thinking 4.4

C，子进程并没有调用fork，但其调度时返回的现场和父进程相同，除了返回值是0

thinking 4.5

USTACKTOP以上的用户空间不能映射，包括每个进程的页表和页目录，每个进程都不一样。

pages，envs在进程申请的时候进行了映射，也不需要

thinking 4.6

• vpd和vpt是页目录和页表的基地址，我们取某个页表项的时候可以vpt[index]即可
• 进程申请的时候完成了页表的自映射
• e->env_pgdir[PDX(UVPT)] = PADDR(e->env_pgdir) | PTE_V;
• 由上述自映射我们发现，我们只有有效位，并没有PTE_D，所以不能修改

thinking 4.7

真正的异常处理函数在用户空间，我们必须保证在异常处理完之后回到异常发生的现场

如果有多个异常进程，如果保存的现场都在内核态同一个位置，可能会出差错，保存在用户空间解决了这个问题

thinking 4.8

更符合微内核的设计，能在用户空间处理的问题就在用户空间处理，但是在COW处理的过程中，进行了多次系统调用，为什么不在一次系统调用中完成呢，切换内核态不是很大的开销吗？

thinking 4.9

我们在exofork系统调用中，已经设置了子进程的写入异常函数，所以应在exofork之前就进行set_tlb_mod_entry系统调用

二、实验难点分析

1. 系统调用是特殊的异常

都是保存现场进入特定的异常处理函数do_syscall，然后根据传进来的系统调用号再进入特定的系统调用函数。除此，系统调用并不会切换进程，可以理解为用户程序执行了一段内核的代码

2. envid2env

了解创建系统调用号的过程，确保了所有的进程的进程号都不同，所以才有ENVX这个宏。在envid2env中我们特地检查了e的进程id是否和传进来的参数一样，若一样则没问题。如果不一样，确实会有不一样的情况：801和001这两个返回的进程块一样，但001的进程id是非法的。

3. 进程通信

在try_send系统调用中，我一开始使用了sys_mem_map函数，这样是不对的，因为sys_mem_map中envid2env传入了检查位。

4. 写入异常函数

写入异常的函数在用户空间中，所以处理完异常后需要恢复现场。

COW机制确保了父子进程能够最大共享数据

三、实验感想

• 总的来说，lab4的难度又有提升，工作量很大，需要在内核代码和用户代码来回切换
• 初始了进程通信和fork，明白了简化的实现机制，只有先理解了简单的机制，才能有优化提升的空间，在进程尝试发消息的时候一直处于轮询状态，这样很浪费资源