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Lab3

思考题 1: 内核从完成必要的初始化到用户态程序的过程是怎么样的？尝试描述一下调用关系。

  1. 内核在完成必要的初始化之后，先调用arch_interrupt_init函数进行异常向量表的初始化
  2. 然后调用create_root_thread创建第一个用户态程序。在create_root_thread中：
    1. 内核先调用create_root_cap_group创建内核对象(kernel object)——进程的抽象cap_group
    2. 之后再调用__create_root_thread在cap_group中创建root thread
    3. 最后通过obj_put和switch_to_thread函数设置新创建的root thread，将current_thread设置为root thread
  3. 最后回到main函数中，调用eret_to_thread(switch_context())进行context switch，真正切换到刚刚创建的root上运行

练习题 2: 在 kernel/object/cap_group.c 中完善 cap_group_init、sys_create_cap_group、create_root_cap_group 函数。在完成填写之后，你可以通过 Cap create pretest 测试点。

  • cap_group_init函数是初始化cap_group的函数，需要依次初始化slot_table, thread_list, thread_cnt以及pid（根据传入的参数决定）
  • sys_create_cap_group是用户创建cap_group的函数，在需要我们填写的部分中：
    1. 调用obj_alloc创建new_cap_group对象，同时调用cap_group_init来初始化cap_group
    2. 调用obj_alloc创建vmspace对象
  • create_root_cap_group是用户创建第一个进程所使用的函数，在我们需要填写的部分中：
    1. 调用obj_alloc创建new_cap_group对象
    2. 调用cap_group_init来初始化cap_group，同时调用cap_alloc来更新cap_group的slot_table，将cap_group自身加入到其中
    3. 调用obj_alloc创建vmspace对象
    4. 设置vmspace->pcid为ROOT_PCID，同时调用vmspace_init来初始化vmspace，再调用cap_alloc来更新cap_group的slot_table，将vmspace加入到其中

练习题 3: 在 kernel/object/thread.c 中完成 load_binary 函数，将用户程序 ELF 加载到刚刚创建的进程地址空间中。

由于Chcore系统中尚无文件系统，所有用户程序镜像以ELF二进制的形式直接嵌入到内核镜像中，所以相当于我们可以直接从内存中访问ELF文件，观察load_binary函数的参数，我们不难发现bin就是ELF文件开头的位置，我们进行如下操作：

  1. 从program headers中获取flags（调用PFLAGS2VMRFLAGS将其转化为vmr_flags_t类型）

  2. 算出seg_map_sz，需要以页为粒度去映射，因此需要调用ROUND_UP和ROUND_DOWN

    seg_map_sz = ROUND_UP(p_vaddr + seg_sz, PAGE_SIZE) - ROUND_DOWN(p_vaddr, PAGE_SIZE);

  3. 为每个ELF section创建一个对应的pmo，调用create_pmo

  4. 将ELF文件中对应的section拷贝到刚刚创建的pmo的内存中(调用memcpy)

  5. 调用vmspace_map_range添加内存映射，以页为粒度

练习题 4: 按照前文所述的表格填写 kernel/arch/aarch64/irq/irq_entry.S 中的异常向量表，并且增加对应的函数跳转操作。

  1. 异常向量表调用宏定义函数exception_entry+label来实现，对照前文的表格填入
  2. 函数跳转即为bl <handler>，irq_el1h, irq_el1t, fiq_el1t, fiq_el1h, error_el1t, error_el1h, sync_el1t, sync_el1h调用unexpected_handler，sync_el1h调用handle_entry_c

练习题 5: 填写 kernel/arch/aarch64/irq/pgfault.c 中的 do_page_fault，需要将缺页异常转发给 handle_trans_fault 函数。

  • 直接调用ret = handle_trans_fault(current_thread->vmspace, fault_addr)即可

练习题 6: 填写 kernel/mm/pgfault_handler.c 中的 handle_trans_fault，实现 PMO_SHM 和 PMO_ANONYM 的按需物理页分配。

  1. 首先调用get_page_from_pmo获取缺页异常的page的物理地址
  2. 检查pmo中当前的fault地址对应的物理页是否存在
    1. 若未分配(pa == 0)，则通过get_pages分配一个物理页，然后用commit_page_pmo将页记录在pmo中，用map_range_in_pgtbl增加页表映射
    2. 若已分配，则调用map_range_in_pgtbl修改页表映射

练习题 7: 按照前文所述的表格填写 kernel/arch/aarch64/irq/irq_entry.S 中的 exception_enter 与 exception_exit，实现上下文保存的功能。

  • exception_enter中用stp将x0~x29寄存器依次保存，然后在获取系统寄存器之后，将这些系统寄存器中的值与x30一起保存，最后更新sp的值
  • exception_exit同理，先将系统寄存器中的值从内存中通过ldp加载出来存入系统寄存器，然后再依次使用stp将x0~x29从内存中加载出来恢复，最后更新sp的值

思考题 8： ChCore中的系统调用是通过使用汇编代码直接跳转到syscall_table中的 相应条目来处理的。请阅读kernel/arch/aarch64/irq/irq_entry.S中的代码，并简要描述ChCore是如何将系统调用从异常向量分派到系统调用表中对应条目的。

  1. 在user态进行系统调用时，代码下陷到kernel态触发同步异常，处理器在异常向量表中找到对应的异常处理程序代码sync_el0_64
  2. 进入到sync_el0_64后，首先调用exception_enter进行上下文保存，进行一些比较之后调用el0_syscall
  3. el0_syscall先到syscall_table中查询对应的syscall entry，也即对应的异常handler函数，然后通过blr调用这个函数
  4. 最后调用exception_exit恢复上下文，退出syscall

练习题 9: 填写 kernel/syscall/syscall.c 中的 sys_putc、sys_getc，kernel/object/thread.c 中的 sys_thread_exit，libchcore/include/chcore/internal/raw_syscall.h 中的 __chcore_sys_putc、__chcore_sys_getc、__chcore_sys_thread_exit，以实现 putc、getc、thread_exit 三个系统调用。

  1. sys_thread_exit：将current_thread的thread_exit_state设置为TE_EXITED，然后调用thread_deinit来销毁当前的thread
  2. sys_putc：调用uart_send
  3. sys_getc：调用uart_recv
  4. __chcore_sys_putc：调用__chcore_syscall1，传入系统调用编号和ch
  5. __chcore_sys_getc：调用__chcore_sys_call0，传入系统调用编号
  6. __chcore_sys_thread_exit：调用__chcore_syscall0，传入系统调用编号