清华操作系统实验ucore_lab4
lab4
练习0：
kdebug.c、trap.c、default_pmm.c、pmm.c、swap_fifo.c vmm.c四个文件的相关代码，补全后进行下一练习
练习1：分配并初始化一个进程控制块（需要编码）
题目概述：
alloc_proc函数（位于kern/process/proc.c中）负责分配并返回一个新的struct proc_struct结构，用于存储新建立的内核线程的管理信息。ucore需要对这个结构进行最基本的初始化，你需要完成这个初始化过程。
实现思路：
struct proc_struct {enum proc_state state; // 当前进程的状态int pid; // 进程IDint runs; // 当前进程被调度的次数uintptr_t kstack; // 内核栈volatile bool need_resched; // 是否需要被调度struct proc_struct *parent; // 父进程IDstruct mm_struct *mm; // 当前进程所管理的虚拟内存页，包括其所属的页目录项PDTstruct context context; // 保存的上下文struct trapframe *tf; // 中断所保存的上下文uintptr_t cr3; // 页目录表的地址uint32_t flags; // 当前进程的相关标志char name[PROC_NAME_LEN + 1]; // 进程名称（可执行文件名）list_entry_t list_link; // 用于连接listlist_entry_t hash_link; // 用于连接hash list
};
enum proc_state {PROC_UNINIT = 0, // 未初始化的 -- alloc_procPROC_SLEEPING, // 等待状态 -- try_free_pages, do_wait, do_sleepPROC_RUNNABLE, // 就绪/运行状态 -- proc_init, wakeup_proc,PROC_ZOMBIE, // 僵死状态 -- do_exit
};
struct context { // 保存的上下文寄存器，注意没有eax寄存器和段寄存器uint32_t eip;uint32_t esp;uint32_t ebx;uint32_t ecx;uint32_t edx;uint32_t esi;uint32_t edi;uint32_t ebp;
};
我们需要初始化的就是proc_struct的一个对象，对其分配一个内核线程的PCB。我们需要做的就是对结构体中的成员进行初始化赋值。
代码实现：
// alloc_proc -负责创建并初始化一个新的proc_struct结构存储内核线程信息
static struct proc_struct *
alloc_proc(void)
{//为创建的线程申请空间struct proc_struct *proc = kmalloc(sizeof(struct proc_struct));if (proc != NULL) {//因为没有分配物理页，故将线程状态初始为初始状态proc->state=PROC_UNINIT;proc->pid=-1; //id初始化为-1proc->runs=0; //进程调度次数为为0proc->kstack=0; //内核栈位置，暂未分配，初始化为0proc->need_resched=0; //不需要释放CPU，因为还没有分配proc->parent=NULL; //当前没有父进程，初始为nullproc->mm=NULL; //当前未分配内存，初始为null//用memset将context变量中的所有成员变量置为0memset(&(proc -> context), 0, sizeof(struct context)); proc->tf=NULL; //当前没有中断帧,初始为nullproc->cr3=boot_cr3; //内核线程，默认初始化为boot_cr3proc->flags=0;//当前进程的相关标志，暂无，设为0memset(proc -> name, 0, PROC_NAME_LEN);}//内核线程（进程）的名称为空return proc;
}
思考题：
请说明proc_struct中struct context context和struct trapframe *tf成员变量含义和在本实验中的作用是啥？（提示通过看代码和编程调试可以判断出来）
由上文分析可知，context是与上下文切换相关的，用于进程切换时保存信息。
tf当前中断帧的指针。当进程从用户空间跳到内核空间时，中断帧记录了进程在被中断前的状态。当内核需要跳回用户空间时，需要调整中断帧以恢复让进程继续执行的各寄存器值。tf变量的作用在于在构造出了新的线程的时候，如果要将控制权交给这个线程，是使用中断返回的方式进行的，因此需要构造出一个伪造的中断返回现场，使得可以正确地将控制权转交给新的线程。
练习2：为新创建的内核线程分配资源（需要编码）
题目概述：
创建一个内核线程需要分配和设置好很多资源。kernel_thread函数通过调用do_fork函数完成具体内核线程的创建工作。do_kernel函数会调用alloc_proc函数来分配并初始化一个进程控制块，但alloc_proc只是找到了一小块内存用以记录进程的必要信息，并没有实际分配这些资源。ucore一般通过do_fork实际创建新的内核线程。do_fork的作用是，创建当前内核线程的一个副本，它们的执行上下文、代码、数据都一样，但是存储位置不同。在这个过程中，需要给新内核线程分配资源，并且复制原进程的状态。你需要完成在kern/process/proc.c中的do_fork函数中的处理过程。它的大致执行步骤包括：
- 调用alloc_proc，首先获得一块用户信息块。
- 为进程分配一个内核栈。
- 复制原进程的内存管理信息到新进程（但内核线程不必做此事）
- 复制原进程上下文到新进程
- 将新进程添加到进程列表
- 唤醒新进程
- 返回新进程号
实现思路：
题目概述中已经给出了清晰的思路，按照该思路实现即可。需要用到的几个函数：
//创建一个proc并初始化所有成员变量
void alloc_proc(void)
//为一个内核线程分配物理页
static int setup_kstack(struct proc_struct *proc)
//复制父进程的内存信息到子进程
static int copy_mm(uint32_t clone_flags, struct proc_struct *proc)
//复制原进程上下文到新进程
static void copy_thread(struct proc_struct *proc, uintptr_t esp, struct trapframe *tf)
//返回一个pid
static int get_pid(void)
//将proc加入到hash_list
static void hash_proc(struct proc_struct *proc)
// 唤醒该线程，即将该线程的状态设置为可以运行
void wakeup_proc(struct proc_struct *proc);
代码实现：
int do_fork(uint32_t clone_flags, uintptr_t stack, struct trapframe *tf) {//已给出部分，不需要修改int ret = -E_NO_FREE_PROC;struct proc_struct *proc;if (nr_process >= MAX_PROCESS) {goto fork_out;}ret = -E_NO_MEM;
//修改部分//1.调用alloc_proc()函数申请内存块，将子进程的父节点设置为当前进程if((proc=alloc_proc())==NULL) goto fork_out;proc->parent=current;// 2. 调用setup_stack()函数为进程分配一个内核栈if (setup_kstack(proc)!=0)goto bad_fork_cleanup_proc;// 3. 调用copy_mm()函数（proc.c253行）复制父进程的内存信息到子进程if(copy_mm(clone_flags, proc)!=0)goto bad_fork_cleanup_proc;// 4. 调用copy_thread()函数复制父进程的中断帧和上下文信息copy_thread(proc,stack,tf); // 5. 将新进程添加到进程的（hash）列表中proc->pid = get_pid(); //创建一个id// 将线程放入使用hash组织的链表以及所有线程的链表中hash_proc(proc); //建立映射list_add(&proc_list, &proc->list_link); nr_process ++; // 将全局线程的数目加1// 6. 唤醒子进程wakeup_proc(proc);// 7. 返回子进程的pidret = proc->pid; // 返回新线程的pid
fork_out:return ret;
//题目给出内容，不需要修改
bad_fork_cleanup_kstack:put_kstack(proc);
bad_fork_cleanup_proc:kfree(proc);goto fork_out;
}运行验证：
[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-yU3feX3p-1639279370341)(E:\Typore图片\1639276023383.png)]
思考题：
请说明ucore是否做到给每个新fork的线程一个唯一的id？请说明你的分析和理由。
找到id的建立函数get_pid，对其代码进行分析：
// get_pid - alloc a unique pid for process
static int
get_pid(void) {//定义了MAX_PID=2*MAX_PROCESS，意味着ID的总数目是大于PROCESS的总数目的,因此不会出现部分PROCESS无ID可分的情况static_assert(MAX_PID > MAX_PROCESS);struct proc_struct *proc;list_entry_t *list = &proc_list, *le;static int next_safe = MAX_PID, last_pid = MAX_PID;if (++ last_pid >= MAX_PID) {last_pid = 1;goto inside;}if (last_pid >= next_safe) {inside:next_safe = MAX_PID;repeat://le等于线程的链表头le = list; //循环扫描每一个当前进程：当一个现有的进程号和last_pid相等时，则将last_pid+1；while ((le = list_next(le)) != list) { proc = le2proc(le, list_link);//如果proc的pid与last_pid相等，则将last_pid加1//当然，如果last_pid>=MAX_PID,then 将其变为1//确保了没有一个进程的pid与last_pid重合if (proc->pid == last_pid) {if (++ last_pid >= next_safe) {if (last_pid >= MAX_PID) {last_pid = 1;}next_safe = MAX_PID;goto repeat;}}else if (proc->pid > last_pid && next_safe > proc->pid) {next_safe = proc->pid;}}}return last_pid;
}
get_id将为每个调用fock的线程返回不同的id
练习3：阅读代码，理解 proc_run 函数和它调用的函数如何完成进程切换的。（无编码工作）
调度函数schedule：
void
schedule(void) {bool intr_flag; //定义中断变量list_entry_t *le, *last; //当前list，下一liststruct proc_struct *next = NULL; //下一进程//关闭中断local_intr_save(intr_flag); {current->need_resched = 0; //last是否是idle进程(第一个创建的进程),如果是，则从表头开始搜索 否则获取下一链表last = (current == idleproc) ? &proc_list : &(current->list_link);le = last; //循环找到可调度的进程do { if ((le = list_next(le)) != &proc_list) {//获取下一进程next = le2proc(le, list_link);//找到一个可以调度的进程，breakif (next->state == PROC_RUNNABLE) break;}} while (le != last);//如果没有找到可调度的进程if (next == NULL || next->state != PROC_RUNNABLE) {next = idleproc; }next->runs ++; //运行次数加一
//##########运行新进程,调用proc_run函数###########if (next != current){proc_run(next); }}//恢复中断local_intr_restore(intr_flag);
}
schedule函数的执行逻辑：
1．设置当前内核线程current->need_resched为0；
2．在proc_list队列中查找下一个处于“就绪”态的线程或进程next；
3．找到这样的进程后，就调用proc_run函数，保存当前进程current的执行现场（进程上下文），恢复新进程的执行现场，完成进程切换
代码分析：
// proc_run - make process "proc" running on cpu
// NOTE: before call switch_to, should load base addr of "proc"'s new PDT
void proc_run(struct proc_struct *proc)
{ //判断一下要调度的进程是不是当前进程if (proc != current) {bool intr_flag;struct proc_struct *prev = current, *next = proc;// 关闭中断,进行进程切换local_intr_save(intr_flag);{//当前进程设为待调度的进程current = proc;//加载待调度进程的内核栈基地址load_esp0(next->kstack + KSTACKSIZE);//将当前的cr3寄存器改为需要运行进程的页目录表lcr3(next->cr3);//进行上下文切换，保存原线程的寄存器并恢复待调度线程的寄存器switch_to(&(prev->context), &(next->context));}//恢复中断local_intr_restore(intr_flag);}
}
思考题：
在本实验的执行过程中，创建且运行了几个内核线程？
通过kernel_thread函数、proc_init函数以及具体的实现结果可知，本次实验共建立了两个内核线程。首先是idleproc内核线程，该线程是最初的内核线程，完成内核中各个子线程的创建以及初始化。之后循环执行调度，执行其他进程。还有一个是initproc内核线程，该线程主要是为了显示实验的完成而打印出字符串"hello world"的内核线程。
语句local_intr_save(intr_flag);…local_intr_restore(intr_flag);在这里有何作用?请说明理由
实验重点及需要补充的知识：
进程控制块：
进程控制块，Process Control Block, PCB。
- 进程控制块是操作系统管理控制进程运行所用的信息集合。操作系统用PCB来描述进程的基本情况以及运行变化的过程。
- PCB是进程存在的唯一标志 ，每个进程都在操作系统中有一个对应的PCB。
- 进程控制块可以通过某个数据结构组织起来（例如链表）。同一状态进程的PCB连接成一个链表，多个状态对应多个不同的链表。各状态的进程形成不同的链表：就绪联链表，阻塞链表等等。
进程状态
进程的生命周期通常有6种情况：进程创建、进程执行、进程等待、进程抢占、进程唤醒、进程结束。
引起进程创建的情况：
- 系统初始化，创建idle进程。
- 用户或正在运行的进程请求创建新进程。
进程等待（阻塞）的情况：
- 进程请求并等待某个系统服务，无法马上完成。
- 启动某种操作，无法马上完成。
- 需要的数据没有到达。
只有该进程本身才能让自己进入休眠，但只有外部（例如操作系统）才能将该休眠的进程唤醒。
引起进程被抢占的情况
- 高优先级进程就绪
- 进程执行当前时间用完（时间片耗尽）
唤醒进程的情况：
- 被阻塞进程需要的资源可被满足。
- 被阻塞进程等待的事件到达。
进程只能被别的进程或操作系统唤醒。
进程结束的情况
- 正常或异常退出（自愿）
- 致命错误（强制性，例如SIGSEV）
- 被其他进程所
kill（强制）
进程挂起
将处于挂起状态的进程映像在磁盘上，目的是减少进程占用的内存。
- 等待挂起（Blocked-suspend）： 进程在外存并等待某事件的出现。
- 就绪挂起（Ready-suspend）：进程在外存，但只要进入内存，即可运行。
- 挂起（Suspend）：把一个进程从内存转到外存。
- 等待到等待挂起：没有进程处于就绪状态或就绪进程要求更多内存资源。
- 就绪到就绪挂起：当有高优先级进程处于等待状态（系统认为很快会就绪的），低优先级就绪进程会挂起，为高优先级进程提供更大的内存空间。
- 运行到就绪挂起：当有高优先级等待进程因事件出现而进入就绪挂起。
- 等待挂起到就绪挂起：当有等待挂起进程因相关事件出现而转换状态。
- 激活（Activate）：把一个进程从外存转到内存
- 就绪挂起到就绪：没有就绪进程或挂起就绪进程优先级高于就绪进程。
- 等待挂起到等待：当一个进程释放足够内存，并有高优先级等待挂起进程。
用户线程与内核线程
线程有三种实现方式
- 用户线程：在用户空间实现。(POSIX Pthread)
- 内核线程：在内核中实现。(Windows, Linux)
- 轻权进程：在内核中实现，支持用户线程。
a. 用户线程
用户线程是由一组用户级的线程库函数来完成线程的管理，包括线程的创建、终止、同步和调度等。
- 用户线程的特征
- 不依赖于操作系统内核，在用户空间实现线程机制。
- 可用于不支持线程的多进程操作系统。
- 线程控制模块（TCB）由线程库函数内部维护。
- 同一个进程内的用户线程切换速度块，无需用户态/核心态切换。
- 允许每个进程拥有自己的线程调度算法。
- 不依赖于操作系统内核，在用户空间实现线程机制。
- 用户进程的缺点
- 线程发起系统调用而阻塞时，整个进程都会进入等待状态。
- 不支持基于线程的处理机抢占。
- 只能按进程分配CPU时间。
b. 内核线程
内核线程是由内核通过系统调用实现的线程机制，由内核完成线程的创建、终止和管理。
内核线程的特征
- 由内核自己维护PCB和TCB
- 线程执行系统调用而被阻塞不影响其他线程。
- 线程的创建、终止和切换消耗相对较大。
- 以线程为单位进行CPU时间分配。其中多线程进程可以获得更多的CPU时间。
c. 轻权进程
用户线程可以自定义调度算法，但存在部分缺点。而内核线程不存在用户线程的各种缺点。
所以轻权进程是用户线程与内核线程的结合产物。
- 内核支持的用户线程。一个进程可包含一个或多个轻权进程，每个轻权进程由一个单独的内核线程来支持。
- 过于复杂以至于优点没有体现出来，最后演化为单一的内核线程支持。
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