实验目的

• 了解第一个用户进程创建过程
• 了解系统调用框架的实现机制
• 了解ucore如何实现系统调用sys_fork/sys_exec/sys_exit/sys_wait来进行进程管理

实验内容

练习0:已有实验代码改进

​本实验中完成了用户进程的创建，能够对用户进程进行基本管理，并为用户进程提供了必要的系统调用。为了支持用户进程，需要对已完成的实验代码进行改进。

1.proc_struct结构

​为了能够管理进程，进程控制块中新增加了变量，记录等待状态和退出原因，并将相关进程通过链表链接起来。

• exit_code：记录进程的退出原因，这个值将传给等待的父进程
• wait_state：标记当前进程是否处于等待状态
• cptr：当前进程的子进程双向链表结点
• yptr/optr：当前进程的older sibling和younger sibling的双向链表结点

struct proc_struct {
    enum proc_state state;                      // Process state
    int pid;                                    // Process ID
    int runs;                                   // the running times of Proces
    uintptr_t kstack;                           // Process kernel stack
    volatile bool need_resched;                 // bool value: need to be rescheduled to release CPU?
    struct proc_struct *parent;                 // the parent process
    struct mm_struct *mm;                       // Process's memory management field
    struct context context;                     // Switch here to run process
    struct trapframe *tf;                       // Trap frame for current interrupt
    uintptr_t cr3;                              // CR3 register: the base addr of Page Directroy Table(PDT)
    uint32_t flags;                             // Process flag
    char name[PROC_NAME_LEN + 1];               // Process name
    list_entry_t list_link;                     // Process link list 
    list_entry_t hash_link;                     // Process hash list
    int exit_code;                              // exit code (be sent to parent proc)
    uint32_t wait_state;                        // waiting state
    struct proc_struct *cptr, *yptr, *optr;     // relations between processes
};

2.alloc_proc

​由于进程控制块增加了新的变量，分配进程控制块时也需要进行相应的初始化。只需要在alloc_proc添加，将等待状态设为0，链表节点设为NULL。

    ... 
	proc->wait_state=0;
    proc->cptr = proc->optr = proc->yptr = NULL;
	...

3.do_fork

​do_fork中进行了进程的复制，对新的进程控制块的设置也需要补充。确认等待状态为0，只有在wait状态时进程的wait_state才会被设置为等待，一旦被唤醒，在wakeup_proc就会重新设置为0，此时应该不在等待状态。调用set_links将新进程和相关进程建立联系。补充后的do_fork如下：

    if((proc=alloc_proc())==NULL) {
    	goto fork_out;
    }
    assert(current->wait_state == 0);	//确保等待状态为0
    proc->parent = current;
    if(setup_kstack(proc)) {
    	goto bad_fork_cleanup_proc;
    }
    if(copy_mm(clone_flags,proc)) {
    	goto bad_fork_cleanup_kstack;
    }
    copy_thread(proc, stack, tf);		//复制上下文和中断帧
    //设置pid，加入进程列表，设置为可运行
    bool intr_flag=0;
    local_intr_save(intr_flag);
    {
    	proc->pid = get_pid();
    	hash_proc(proc);
    	set_links(proc);				//设置链表
    }
    local_intr_restore(intr_flag);
    wakeup_proc(proc);
    ret=proc->pid;

​set_links会将进程加入进程链表，设置父进程的子进程为自己，找到自己的older sibling进程，最后将进程数+1。

static void
set_links(struct proc_struct *proc) {
    list_add(&proc_list, &(proc->list_link));
    proc->yptr = NULL;
    if ((proc->optr = proc->parent->cptr) != NULL) {
        proc->optr->yptr = proc;
    }
    proc->parent->cptr = proc;
    nr_process ++;
}

4.idt_init

​引入用户进程后，需要用户进程能够进行系统调用，即可以发起中断，进行特权级切换。系统调用的中断号是128，需要单独设置该中断向量的特权级为用户特权级，这样用户就可以通过该中断发起系统调用。

void
idt_init(void) {
      extern uintptr_t __vectors[];
      int num=sizeof(idt)/sizeof(struct gatedesc);
      for(int i=0;i<num;i++){
      		SETGATE(idt[i],1,GD_KTEXT,__vectors[i],DPL_KERNEL);
      }
      //为T_SYSCALL设置用户态权限
      SETGATE(idt[T_SYSCALL], 1, GD_KTEXT, __vectors[T_SYSCALL], DPL_USER);	
      lidt(&idt_pd);
}

5.trap_disptach

​为了操作系统能正常进行进程调度，需要在时钟中断处，将进程的need_schedule设置为1，表示该进程时间配额已用完，需要调度运行其他程序。在trap调用trap_dispatch完成中断服务例程后，会判断这个值是否为1，然后调用need_schedule进行进程调度。

//trap_disptach
		case IRQ_OFFSET + IRQ_TIMER:
        ticks++;
        if(ticks%TICK_NUM==0) {
            assert(current != NULL);
            current->need_resched = 1;
        }
        break;
//trap中最后进行进程调度
void trap(struct trapframe *tf) {
    // dispatch based on what type of trap occurred
    // used for previous projects
    if (current == NULL) {
        trap_dispatch(tf);
    }
    else {
        // keep a trapframe chain in stack
        struct trapframe *otf = current->tf;
        current->tf = tf;
    
        bool in_kernel = trap_in_kernel(tf);			//是否是内核产生的中断
    
        trap_dispatch(tf);
    
        current->tf = otf;
        if (!in_kernel) {
            if (current->flags & PF_EXITING) {
                do_exit(-E_KILLED);
            }
            if (current->need_resched) {				//判断是否需要调度
                schedule();
            }
        }
    }
}

练习1： 加载应用程序并执行

1.从内核线程到用户进程

​Lab4中已经实现了内核线程的创建，能够在内核态运行线程。在Lab5中需要实现用户进程的创建，并为用户进程提供一些系统调用，并对用户进程的执行进行基本的管理。

​进程运行在用户态，有自己的地址空间。与内核相比，进程管理和内存管理这两个部分有很大的不同。

​进程管理

​在进程管理方面，操作系统主要需要实现的有：建立进程的页表和维护进程可访问空间；加载ELF格式的程序到进程控制块管理的内存中的方法；在进程复制（fork）过程中，把父进程的内存空间拷贝到子进程内存空间的技术。此外还需要实现与用户态进程生命周期管理相关的：让进程放弃CPU而睡眠等待某事件；让父进程等待子进程结束；一个进程杀死另一个进程；给进程发消息；建立进程的关系链表。

​内存管理

​在内存管理方面，操作系统主要是需要维护进程的地址空间，即维护用户进程的页表，维护地址空间到物理内存的映射。不同的进程有各自的页表，即便不同进程的用户态虚拟地址相同，由于页表把虚拟页映射到了不同的物理页帧，不同进程的地址空间也不同，且相互隔离开。此外，在用户态内存空间和内核态内核空间之间需要拷贝数据，让CPU处在内核态才能完成对用户空间的读或写，为此需要设计专门的拷贝函数（copy_from_user和copy_to_user）完成。

​从内核线程到用户进程

​在proc_init中，会建立第1个内核线程idle_proc，这个线程总是调度运行其他线程。然后proc_init会调用kernel_thread建立init_main线程，接着在init_main中将调用kernel_thread建立user_main线程。user_main仍然是一个内核线程，但他的任务是创建用户进程。在user_main中将调用KERNEL_EXECVE，从而调用kernel_execve来把某一具体程序(exit)的执行内容放入内存，覆盖user_main线程，此后就可以调度执行程序，该程序在用户态运行，此时也就完成了用户进程的创建。

//在user_main中调用KERNEL_EXECVE，覆盖掉user_main，创建用户进程
static int
user_main(void *arg) {
#ifdef TEST
    KERNEL_EXECVE2(TEST, TESTSTART, TESTSIZE);
#else
    KERNEL_EXECVE(exit);
#endif
    panic("user_main execve failed.\n");
}

2.加载应用程序

(1).产生中断

​在user_main中，将调用KERNEL_EXECVE2加载用户程序，将该程序的内存空间替换掉当前线程的内存空间，将当前内核线程转变为要执行的进程。加载过程的第一步是由KERNEL_EXECVE2调用kernel_execve，发起系统调用。

static int
kernel_execve(const char *name, unsigned char *binary, size_t size) {
    int ret, len = strlen(name);
    asm volatile (
        "int %1;"
        : "=a" (ret)
        : "i" (T_SYSCALL), "0" (SYS_exec), "d" (name), "c" (len), "b" (binary), "D" (size)
        : "memory");
    return ret;
}

#define __KERNEL_EXECVE(name, binary, size) ({                          \
            cprintf("kernel_execve: pid = %d, name = \"%s\".\n",        \
                    current->pid, name);                                \
            kernel_execve(name, binary, (size_t)(size));                \
        })

#define KERNEL_EXECVE(x) ({                                             \
            extern unsigned char _binary_obj___user_##x##_out_start[],  \
                _binary_obj___user_##x##_out_size[];                    \
            __KERNEL_EXECVE(#x, _binary_obj___user_##x##_out_start,     \
                            _binary_obj___user_##x##_out_size);         \
        })

​由于此时还没有建立文件系统，需要执行的用户程序是随ucore的kernel直接加载到内存中的，并使用全局变量记录了这段用户程序代码的起始位置和大小。从宏定义调用kernel_execve会将程序名，位置和大小都传入。kernel_execve将这些信息保存到指定的寄存器中，发起中断，进行系统调用，具体的细节在练习三中进行分析。中断进行系统调用时的调用顺序如下：

vector128(vectors.S)--\>
\_\_alltraps(trapentry.S)--\>trap(trap.c)--\>trap\_dispatch(trap.c)--
--\>syscall(syscall.c)--\>sys\_exec（syscall.c）--\>do_execve(proc.c)

​最终系统调用将通过do_execve完成用户程序的加载。

//syscall.c，exec系统调用
static int
sys_exec(uint32_t arg[]) {
    const char *name = (const char *)arg[0];
    size_t len = (size_t)arg[1];
    unsigned char *binary = (unsigned char *)arg[2];
    size_t size = (size_t)arg[3];
    return do_execve(name, len, binary, size);
}

(2).do_execve

​接下来分析do_execve是怎样加载处于内存中的程序并建立好用户内存空间，并设置中断帧，完成用户进程创建并执行用户程序的。传入的参数为用户程序名和长度，用户程序代码位置和大小。do_execve完整的实现如下：

int
do_execve(const char *name, size_t len, unsigned char *binary, size_t size) {
    struct mm_struct *mm = current->mm;
    if (!user_mem_check(mm, (uintptr_t)name, len, 0)) {
        return -E_INVAL;
    }
    if (len > PROC_NAME_LEN) {
        len = PROC_NAME_LEN;
    }

    char local_name[PROC_NAME_LEN + 1];
    memset(local_name, 0, sizeof(local_name));
    memcpy(local_name, name, len);
	/*清空内存空间*/
    if (mm != NULL) {
        lcr3(boot_cr3);
        if (mm_count_dec(mm) == 0) {
            exit_mmap(mm);
            put_pgdir(mm);
            mm_destroy(mm);
        }
        current->mm = NULL;
    }
    int ret;
    if ((ret = load_icode(binary, size)) != 0) {	//调用load_icode加载用户程序并完成后续工作
        goto execve_exit;
    }
    set_proc_name(current, local_name);
    return 0;

execve_exit:
    do_exit(ret);
    panic("already exit: %e.\n", ret);
}

​进入do_execve后先进行程序名字长度的调整，然后就开始使用新进程覆盖原进程。首先，由于新进程将使用新的用户内存空间，原进程的内存空间需要进行清空。如果mm_struct为空，则原进程是内核线程，不需要处理。如果mm_struct不为空，设置页表为内核空间页表，将引用计数-1，如果引用计数为0则根据mm_struct记录的信息对原进程的内存空间进行释放。

//do_execve中将原内存空间清空
	if (mm != NULL) {
        lcr3(boot_cr3);
        if (mm_count_dec(mm) == 0) {
            exit_mmap(mm);
            put_pgdir(mm);
            mm_destroy(mm);
        }
        current->mm = NULL;
    }
//exit_mmap调用unmap_range,exit_range取消地址映射
void exit_mmap(struct mm_struct *mm) {
    assert(mm != NULL && mm_count(mm) == 0);
    pde_t *pgdir = mm->pgdir;
    list_entry_t *list = &(mm->mmap_list), *le = list;
    while ((le = list_next(le)) != list) {
        struct vma_struct *vma = le2vma(le, list_link);
        unmap_range(pgdir, vma->vm_start, vma->vm_end);
    }
    while ((le = list_next(le)) != list) {
        struct vma_struct *vma = le2vma(le, list_link);
        exit_range(pgdir, vma->vm_start, vma->vm_end);
    }
}
//put_pgdir释放页目录占用的内存空间
static void put_pgdir(struct mm_struct *mm) {
    free_page(kva2page(mm->pgdir));
}
//mm_destroy销毁mm_struct
void mm_destroy(struct mm_struct *mm) {
    assert(mm_count(mm) == 0);

    list_entry_t *list = &(mm->mmap_list), *le;
    while ((le = list_next(list)) != list) {
        list_del(le);
        kfree(le2vma(le, list_link));  //kfree vma        
    }
    kfree(mm); //kfree mm
    mm=NULL;
}

​接下来的工作就是加载elf格式的用户程序，申请新的用户内存空间，并设置中断帧，使用户进程最终可以运行。这些工作都是由load_icode函数完成的。

(3).load_icode

​load_icode完成了以下6个工作：

• 为新进程创建mm结构
• 创建新的页目录，并把内核页表复制到新创建的页目录，这样新进程能够正确映射内核空间
• 分配内存，从elf文件中复制代码和数据，初始化.bss段
• 建立用户栈空间
• 将新进程的mm结构设置为刚刚创建的mm
• 构造中断帧，使用户进程最终能够正确在用户态运行

​前两个工作比较简单，只需要调用mm_create与setup_pgdir，完成mm结构的创建与新的页目录的创建，创建失败则需要将已创建的mm和页目录进行销毁。

static int load_icode(unsigned char *binary, size_t size) {
	if (current->mm != NULL) {
        panic("load_icode: current->mm must be empty.\n");
    }

    int ret = -E_NO_MEM;
    struct mm_struct *mm;
    //创建一个mm_struct给用户程序使用
    if ((mm = mm_create()) == NULL) {
        goto bad_mm;
    }
    //创建新的PDT，并把内核页表的内容复制到新的页目录
    if (setup_pgdir(mm) != 0) {
        goto bad_pgdir_cleanup_mm;
    }

​第三步主要是创建虚拟内存空间vma，根据elf文件头的信息复制代码段和数据段的数据，并将vma插入mm结构中，表示合法的用户虚拟空间。

    //(3) copy TEXT/DATA section, build BSS parts in binary to memory space of process
    struct Page *page;
    //elf文件的ELF头部
    struct elfhdr *elf = (struct elfhdr *)binary;
    //确定elf文件的program section headers
    struct proghdr *ph = (struct proghdr *)(binary + elf->e_phoff);
    //确认为有效的elf文件
    if (elf->e_magic != ELF_MAGIC) {
        ret = -E_INVAL_ELF;
        goto bad_elf_cleanup_pgdir;
    }
	//开始创建虚拟空间并复制数据
    uint32_t vm_flags, perm;
    struct proghdr *ph_end = ph + elf->e_phnum;
    for (; ph < ph_end; ph ++) {
    	//遍历每个program section headers
        if (ph->p_type != ELF_PT_LOAD) {
            continue ;						//不是需要加载的段跳过
        }
        if (ph->p_filesz > ph->p_memsz) {
            ret = -E_INVAL_ELF;				//大小不正确
            goto bad_cleanup_mmap;
        }
        if (ph->p_filesz == 0) {			//段大小为0，跳过
            continue ;
        }
    	//调用mm_map进行vma的建立
        vm_flags = 0, perm = PTE_U;
        if (ph->p_flags & ELF_PF_X) vm_flags |= VM_EXEC;
        if (ph->p_flags & ELF_PF_W) vm_flags |= VM_WRITE;
        if (ph->p_flags & ELF_PF_R) vm_flags |= VM_READ;
        if (vm_flags & VM_WRITE) perm |= PTE_W;
        //建立合法vma并插入mm结构维护的链表
        if ((ret = mm_map(mm, ph->p_va, ph->p_memsz, vm_flags, NULL)) != 0) {
            goto bad_cleanup_mmap;
        }
        unsigned char *from = binary + ph->p_offset;
        size_t off, size;
        uintptr_t start = ph->p_va, end, la = ROUNDDOWN(start, PGSIZE);
        ret = -E_NO_MEM;
		//已建立了合法的vma，接下来分配物理内存
        end = ph->p_va + ph->p_filesz;
    	//加载elf文件中的数据
        while (start < end) {
            if ((page = pgdir_alloc_page(mm->pgdir, la, perm)) == NULL) {		//分配页
                goto bad_cleanup_mmap;
            }
            off = start - la, size = PGSIZE - off, la += PGSIZE;
            if (end < la) {
                size -= la - end;
            }
            memcpy(page2kva(page) + off, from, size);							//数据复制
            start += size, from += size;
        }

      	//设置.bss段
        end = ph->p_va + ph->p_memsz;
        if (start < la) {
            /* ph->p_memsz == ph->p_filesz */
            if (start == end) {
                continue ;
            }
            off = start + PGSIZE - la, size = PGSIZE - off;
            if (end < la) {
                size -= la - end;
            }
            memset(page2kva(page) + off, 0, size);								//bss段清0
            start += size;
            assert((end < la && start == end) || (end >= la && start == la));
        }
        while (start < end) {
            if ((page = pgdir_alloc_page(mm->pgdir, la, perm)) == NULL) {
                goto bad_cleanup_mmap;
            }
            off = start - la, size = PGSIZE - off, la += PGSIZE;
            if (end < la) {
                size -= la - end;
            }
            memset(page2kva(page) + off, 0, size);								//bss段清0
            start += size;
        }
    }

​接下来的第四步和第五步是建立用户栈，为用户栈设立合法虚拟空间，然后将已经设置好的mm设置为当前进程的mm。

    //建立用户栈，设置合法虚拟空间
    vm_flags = VM_READ | VM_WRITE | VM_STACK;
    if ((ret = mm_map(mm, USTACKTOP - USTACKSIZE, USTACKSIZE, vm_flags, NULL)) != 0) {
        goto bad_cleanup_mmap;
    }
    assert(pgdir_alloc_page(mm->pgdir, USTACKTOP-PGSIZE , PTE_USER) != NULL);
    assert(pgdir_alloc_page(mm->pgdir, USTACKTOP-2*PGSIZE , PTE_USER) != NULL);
    assert(pgdir_alloc_page(mm->pgdir, USTACKTOP-3*PGSIZE , PTE_USER) != NULL);
    assert(pgdir_alloc_page(mm->pgdir, USTACKTOP-4*PGSIZE , PTE_USER) != NULL);
    //设置当前的mm，cr3
    mm_count_inc(mm);
    current->mm = mm;
    current->cr3 = PADDR(mm->pgdir);
    lcr3(PADDR(mm->pgdir));

​最后一步就是构造用户进程的中断帧，在load_icode、sys_exec函数返回，中断结束后，从中断帧恢复寄存器后回到用户态，降低特权级，能够执行用户进程的程序。中断帧中，cs，ds，ss，es寄存器设置为用户代码段和数据段的段寄存器，esp设置为用户栈的栈顶，eip设置为用户程序的入口，最后设置标志位，使用户进程可以被中断，这样中断帧就设置好了用户态下用户进程运行的环境。这一步是练习一中要求补全的部分，代码如下：

    struct trapframe *tf = current->tf;
    memset(tf, 0, sizeof(struct trapframe));
    tf->tf_cs = USER_CS;
   	tf->tf_ds = tf->tf_es = tf->tf_ss = USER_DS;
    tf->tf_esp = USTACKTOP;
    tf->tf_eip = elf->e_entry;
    tf->tf_eflags = FL_IF; 
    ret = 0;

3.应用程序的运行

​通过上述do_execve中的操作，原来的user_main已经被用户进程所替换掉了。此时处于RUNNABLE状态的是已经创建完成了的用户进程，系统调用已经完成，将按照调用的顺序一路返回到__trapret，从中断帧中恢复寄存器的值，通过iret回到用户进程exit的第一条语句（initcode.S中的_start）开始执行。

​综上所述，一个用户进程创建到执行第一条指令的完整过程如下：

• 父进程通过fork系统调用创建子进程。通过do_fork进行进程资源的分配，创建出新的进程
• fork返回0，子进程创建完成，等待调度。fork中将进程设置为RUNNABLE，该进程可以运行schedule函数进行调度，调用proc_run运行该进程
• 该进程调用kernel_execve，产生中断并进行exec系统调用
• do_execve将当前进程替换为需要运行的用户进程，加载程序并设置好中断帧
• 从中断帧返回到用户态，根据中断帧中设置的eip，跳转执行用户程序的第一条指令

练习2：复制父进程的内存

1.复制父进程的内存

​在Lab4中已经分析过了do_fork函数对创建的进程的资源的分配，其中内存资源的分配是由copy_mm完成的，Lab4创建内核线程，因此没有进行内存的复制，在本实验中，copy_mm将为新进程分配内存空间，并将父进程的内存资源复制到新进程的内存空间。

(1)copy_mm

​对于共享内存的线程或进程，不需要进行复制，根据clone_flags判断是共享时，可以直接返回父进程的mm。而不共享的情况下，首先创建一个mm_struct，调用setup_pgdir创建新的页目录，并将内核页目录复制到新的页目录，然后调用dup_mmap进行内存资源的复制。

static int
copy_mm(uint32_t clone_flags, struct proc_struct *proc) {
    struct mm_struct *mm, *oldmm = current->mm;
    /* current is a kernel thread */
    if (oldmm == NULL) {
        return 0;
    }
    if (clone_flags & CLONE_VM) {
        mm = oldmm;
        goto good_mm;
    }
    int ret = -E_NO_MEM;
    if ((mm = mm_create()) == NULL) {
        goto bad_mm;
    }
    if (setup_pgdir(mm) != 0) {
        goto bad_pgdir_cleanup_mm;
    }
    lock_mm(oldmm);						//定义在vmm.h中，进行上锁
    {
        ret = dup_mmap(mm, oldmm);		//内存资源的复制
    }
    unlock_mm(oldmm);
    if (ret != 0) {
        goto bad_dup_cleanup_mmap;
    }

good_mm:
    mm_count_inc(mm);
    proc->mm = mm;
    proc->cr3 = PADDR(mm->pgdir);
    return 0;
bad_dup_cleanup_mmap:
    exit_mmap(mm);
    put_pgdir(mm);
bad_pgdir_cleanup_mm:
    mm_destroy(mm);
bad_mm:
    return ret;
}

(2)dup_mmap

​dup_mmap中，通过遍历mm_struct中的链表，给子进程分配所有父进程拥有的vma虚拟空间，将创建的vma插入mm中，并调用copy_range将父进程vma中的数据复制到子进程新创建的vma中。

//vmm.c中定义的dup_mmap
int
dup_mmap(struct mm_struct *to, struct mm_struct *from) {
    assert(to != NULL && from != NULL);
    list_entry_t *list = &(from->mmap_list), *le = list;
    while ((le = list_prev(le)) != list) {
        struct vma_struct *vma, *nvma;
        vma = le2vma(le, list_link);
        nvma = vma_create(vma->vm_start, vma->vm_end, vma->vm_flags);	//创建vma
        if (nvma == NULL) {
            return -E_NO_MEM;
        }
        insert_vma_struct(to, nvma);									//将新创建的vma插入mm
		//进行复制
        bool share = 0;
        if (copy_range(to->pgdir, from->pgdir, vma->vm_start, vma->vm_end, share) != 0) {
            return -E_NO_MEM;
        }
    }
    return 0;
}

(3)copy_range

​copy_range中会把父进程的vma中的内容复制给子进程的vma。父进程和子进程的vma相同，但映射到的物理页不同。首先找到父进程的vma对应的页表项，从该页表项可以找到父进程的vma对应的物理页，然后为子进程创建页表项并分配新的一页，接下来将父进程vma物理页中的数据复制到子进程新分配出的一页，再调用page_insert将子进程的新页的页表项设置好，建立起虚拟地址到物理页的映射，这个vma的复制工作就完成了。具体的数据复制使用memcpy函数，需要传入虚拟地址，但此时处于内核态，因此还要把物理页的地址转换为该页对应内核的虚拟地址。这是练习二需要完成的部分，最终copy_range完整的实现如下：

int
copy_range(pde_t *to, pde_t *from, uintptr_t start, uintptr_t end, bool share) {
    assert(start % PGSIZE == 0 && end % PGSIZE == 0);
    assert(USER_ACCESS(start, end));
    //按页复制
    do {
        //找到父进程的页表项
        pte_t *ptep = get_pte(from, start, 0), *nptep;
        if (ptep == NULL) {
            start = ROUNDDOWN(start + PTSIZE, PTSIZE);
            continue ;
        }
        //建立新进程的页表项
        if (*ptep & PTE_P) {
            if ((nptep = get_pte(to, start, 1)) == NULL) {
                return -E_NO_MEM;
            }
        	uint32_t perm = (*ptep & PTE_USER);
        	//获取父进程的物理页
        	struct Page *page = pte2page(*ptep);
        	//为新进程分配物理页
        	struct Page *npage=alloc_page();
        	assert(page!=NULL);
        	assert(npage!=NULL);
     		int ret=0;
			//得到页的内核虚拟地址后使用memcopy复制
	 		void *src_kva=page2kva(page);
	 		void *dst_kva=page2kva(npage);			
	 		memcpy(dst_kva,src_kva,PGSIZE);
	 		ret = page_insert(to,npage,start,perm);
            assert(ret == 0);
        }
        start += PGSIZE;
    } while (start != 0 && start < end);
    return 0;
}

2.Copy-on-Write

​Copy on Write 是读时共享，写时复制机制。多个进程可以读同一部分数据，需要对数据进行写时再复制一份到自己的内存空间。具体的实现为，在fork时，直接将父进程的地址空间即虚拟地址复制给子进程，不分配实际的物理页给子进程，并将父进程所有的页都设置为只读。父子进程都可以读取该页，当父子进程写该页时，就会触发页访问异常，发生中断，调用中断服务例程，在中断服务例程中，将触发异常的虚拟地址所在的页复制，分配新的一页存放数据，这样父子进程写该部分数据时就各自可以拥有一份自己的数据。

​大概的实现思路为：

• 复制父进程内存时直接将父进程的物理页映射到子进程的虚拟页，且父子进程的该页表项均修改为只读。（修改copy_range）
• 当父子进程需要写时，会触发页访问异常，在页访问异常中进行内存页的分配和复制（修改do_pgfault）

练习3：fork/exec/wait/exit 的实现及系统调用

1.系统调用

​用户进程在用户态下运行，不能执行特权指令，如果需要执行特权指令，只能通过系统调用切换到内核态，交给操作系统来完成。

​ 用户库

​为了简化应用程序进行系统调用方式，用户库中提供了对系统调用的封装。即只需要在程序中通过调用如exit，fork，wait等库函数，库函数将进行系统调用的发起。在ucore中，这部分封装放在user/libs/ulib.c中

void exit(int error_code) {
    sys_exit(error_code);
    cprintf("BUG: exit failed.\n");
    while (1);
}

int fork(void) {
    return sys_fork();
}

int wait(void) {
    return sys_wait(0, NULL);
}
......

​最终这些库函数都会调用syscall.c中的syscall，只是传入的参数不同，在该函数中使用内联汇编直接发起中断，中断号为定义的T_SYSCALL（0x80），即系统调用为128号中断。进行中断调用时会向eax寄存器传入参数，这个参数表示发生了具体哪个系统调用，同时还可以根据需要传入最多5个参数，分别传入edx，ecx，ebx，edi和esi寄存器中。

libs/unistd.h:#define T_SYSCALL           0x80
static inline int
syscall(int num, ...) {
    va_list ap;
    va_start(ap, num);
    uint32_t a[MAX_ARGS];
    int i, ret;
    for (i = 0; i < MAX_ARGS; i ++) {
        a[i] = va_arg(ap, uint32_t);
    }
    va_end(ap);

    asm volatile (
        "int %1;"
        : "=a" (ret)
        : "i" (T_SYSCALL),
          "a" (num),
          "d" (a[0]),
          "c" (a[1]),
          "b" (a[2]),
          "D" (a[3]),
          "S" (a[4])
        : "cc", "memory");
    return ret;
}

int sys_exit(int error_code) {
    return syscall(SYS_exit, error_code);
}

​ 系统中断

​用户态下发起中断后，就可以跳转执行对应的中断服务例程，而中断服务例程的地址保存在idt表中，idt表在内核启动后的kern_init中调用idt_init进行初始化，这是在lab1中已经完成的。设置中断服务例程时，进入中断服务例程的特权级均设置为内核特权级，本实验中，系统调用由用户发起，因此需要单独设置中断表idt中128号中断描述符的特权级为用户特权级，这样用户就可以通过中断提升特权级，进行系统调用。

void
idt_init(void) {
	extern uintptr_t __vectors[];
	int i = 0;
	for (i = 0; i < (sizeof(idt) / sizeof(struct gatedesc)); i++) {
		SETGATE(idt[i], 0, GD_KTEXT, __vectors[i], DPL_KERNEL);
	}
    //为T_SYSCALL设置用户态权限,类型为系统调用
	SETGATE(idt[T_SYSCALL], 1, GD_KTEXT, __vectors[T_SYSCALL], DPL_USER);
	lidt(&idt_pd);
}

​根据设置好的中断描述符就可以切换特权级，进入系统调用对应的中断服务例程了。在进行特权级切换及进入中断服务历程之前，首先在__alltraps完成中断帧trapframe的建立，在执行完trap后会回到__alltraps，在__trapret中从中断帧恢复寄存器的值，中断返回。

.globl vector128
vector128:
  pushl $0
  pushl $128
  jmp __alltraps
//建立trapframe
.globl __alltraps
__alltraps:
    # push registers to build a trap frame
    # therefore make the stack look like a struct trapframe
    pushl %ds
    pushl %es
    pushl %fs
    pushl %gs
    pushal

    # load GD_KDATA into %ds and %es to set up data segments for kernel
    movl $GD_KDATA, %eax
    movw %ax, %ds
    movw %ax, %es

    # push %esp to pass a pointer to the trapframe as an argument to trap()
    pushl %esp

    # call trap(tf), where tf=%esp
    call trap

​接下来将调用trap，并在trap中根据情况调用trap_dispatch，trap_dispatch中根据trapframe中的tf_trapno进行相应的处理，这个值是一开始就被压入栈中的中断号128，将调用syscall。

//trap_dispatch
switch (tf->tf_trapno) {
	...
    case T_SYSCALL:
        syscall();
        break;
    ...
}

​在syscall中，将根据发出中断调用时传入eax寄存器的值判断系统调用具体类型，调用对应的函数。

void
syscall(void) {
    struct trapframe *tf = current->tf;
    uint32_t arg[5];
    int num = tf->tf_regs.reg_eax;
    if (num >= 0 && num < NUM_SYSCALLS) {
        if (syscalls[num] != NULL) {
            arg[0] = tf->tf_regs.reg_edx;
            arg[1] = tf->tf_regs.reg_ecx;
            arg[2] = tf->tf_regs.reg_ebx;
            arg[3] = tf->tf_regs.reg_edi;
            arg[4] = tf->tf_regs.reg_esi;
            tf->tf_regs.reg_eax = syscalls[num](arg);
            return ;
        }
    }
    print_trapframe(tf);
    panic("undefined syscall %d, pid = %d, name = %s.\n",
            num, current->pid, current->name);
}

​ucore一共提供了以下这些系统调用：

static int (*syscalls[])(uint32_t arg[]) = {
    [SYS_exit]              sys_exit,
    [SYS_fork]              sys_fork,
    [SYS_wait]              sys_wait,
    [SYS_exec]              sys_exec,
    [SYS_yield]             sys_yield,
    [SYS_kill]              sys_kill,
    [SYS_getpid]            sys_getpid,
    [SYS_putc]              sys_putc,
    [SYS_pgdir]             sys_pgdir,
};

​而这些函数最终会调用do_fork，do_exit等函数完成需要完成的任务，然后返回值存放在eax寄存器中，一路返回到__trapret，从中断栈恢复寄存器的值，回到用户态，中断结束，继续正常运行进程。

2.fork

​fork用于创建新的进程。进程调用fork函数，将通过系统调用，创建一个与原进程相同的进程，该进程与原进程内存相同，执行相同的代码，但有自己的地址空间。对于父进程，fork返回子进程的pid，创建出的子进程从fork返回0。一次具体的fork调用从调用fork用户库函数开始，调用包装好的fork。

int fork(void) {
    return sys_fork();
}

​包装好的用户库函数将进一步调用sys_fork，在sys_fork中将调用syscall，传入SYS_fork，即系统调用类型：

int
sys_fork(void) {
    return syscall(SYS_fork);
}

​在syscall中将发起中断，传入相关参数，通过int指令发起128号中断。发生中断首先进行用户栈到特权栈的切换，在__alltraps函数中建立trapframe，然后call trap，进行中断处理，中断处理将使用中断号128，从中断表中进入对应的中断服务例程即syscall系统调用，在syscall中，根据传入的SYS_fork确定系统调用的具体类型，然后就将进入对应的系统调用函数：

static int (*syscalls[])(uint32_t arg[]) = {
    [SYS_exit]              sys_exit,
    [SYS_fork]              sys_fork,
    [SYS_wait]              sys_wait,
    [SYS_exec]              sys_exec,
    [SYS_yield]             sys_yield,
    [SYS_kill]              sys_kill,
    [SYS_getpid]            sys_getpid,
    [SYS_putc]              sys_putc,
    [SYS_pgdir]             sys_pgdir,
};

​最终将进入do_fork进行进程的复制，该函数在Lab4中已经完成。该函数将创建一个新的进程控制块管理新的进程，然后调用copy_mm，copy_thread等函数给新的进程分配资源，并复制父进程的内存，在copy_thread中复制父进程的上下文和中断帧时，设置中断帧的eax值为0，这样复制出的子进程在将来返回时将返回0，且eip设置为forkret，调度运行子进程时，会进行上下文切换进入forkret，然后从中断帧恢复寄存器，返回0。

static void
copy_thread(struct proc_struct *proc, uintptr_t esp, struct trapframe *tf) {
	proc->tf = (struct trapframe *)(proc->kstack + KSTACKSIZE) - 1; //内核栈顶
	*(proc->tf) = *tf;
	proc->tf->tf_regs.reg_eax = 0; 				//子进程返回0
	proc->tf->tf_esp = esp; 					//父进程的用户栈指针
	proc->tf->tf_eflags |= FL_IF; 				//设置能够响应中断
	proc->context.eip = (uintptr_t)forkret; 	//返回
	proc->context.esp = (uintptr_t)(proc->tf); 	//trapframe
}

​而父进程将返回子进程的pid。

//do_fork返回
	...
	ret=proc->pid;
fork_out:
    return ret;
	...

​完成子进程的创建工作之后，将从do_fork按调用顺序返回至__trapret，从trapframe恢复状态，返回到用户库的syscall，最后返回用户程序调用fork处继续执行下一条语句。此时，父子进程同时存在，此后如果发生调度，子进程也将通过上下文切换，从forkret返回__trapret，最后返回到用户程序的下一条语句。

​完整的一次fork调用的调用顺序如下：

fork-->sys_fork-->syscall-->int 0x80发起128号中断-->__alltraps-->trap_dispatch-->syscall-->sys_fork
-->do_fork

​完成调用后，父进程状态不变，子进程创建成功，为可运行状态，等待调度。

3.exec

​在本实验的ucore代码中，没有提供用户库包装的exec，如果编写类似fork的包装，调用情况与fork是完全相同的。本实验中，直接在user_main中使用宏定义发起中断，最终调用do_execve，将user_main替换为exit.c中的用户程序，调用顺序如下：

user_main-->KERNEL_EXECVE-->__KERNEL_EXECVE-->kernel_execve-->int 0x80发起128号中断-->__alltraps-->trap_dispatch-->syscall-->sys_exec-->do_execve

​在do_execve调用的load_icode中，对中断帧进行了设置，将eip设置为了elf文件中给出的程序入口，即用户程序的入口，_start。接下来将调用umain，从umain进入exit.c的main中开始执行程序。

//_start
.text
.globl _start
_start:
    # set ebp for backtrace
    movl $0x0, %ebp

    # move down the esp register
    # since it may cause page fault in backtrace
    subl $0x20, %esp

    # call user-program function
    call umain
//umain
int main(void);
void
umain(void) {
    int ret = main();
    exit(ret);
}

​通过exec（在本实验中是KERNEL_EXECVE），当前正在执行的进程可以发起系统调用，然后通过do_execve，创建一个新的进程，建立完全不同的地址空间，从elf文件中加载代码和数据信息，进行好加载工作后，设置中断帧，使中断返回时能返回到新的进程的程序入口，这样返回后就开始执行新的程序。通过这一系列工作，这个新的程序就可以将原来的程序替换掉。看起来进程只是发生了一次系统调用，但系统调用结束后，进程的地址空间，代码，数据等已经完全被替换掉，然后开始正常运行新的程序。

4.wait

​wait函数用于让当前进程等待他的子进程结束。ucore提供了用户库包装后的wait和waitpid，wait是使用默认参数的waitpid，即等待任意进程结束。这里对waitpid进行分析，waitpid调用的过程与fork类似：

waitpid-->sys_wait-->syscall-->int 0x80发起128号中断-->__alltraps-->trap_dispatch-->syscall-->sys_wait-->do_wait

​最终将调用系统调用函数do_wait，do_wait中会寻找是否有子进程为僵尸态（PROC_ZOMBIE），如果没有则将运行schedule调度其他进程运行，当前进程睡眠（PROC_SLEEPING），当有子进程运行结束转变为僵尸态，这个进程将被唤醒，从进程链表删除子进程，并将子进程的进程控制块也释放，彻底结束子进程，然后返回。传入的参数为0则等待任意子进程结束，否则等待指定的子进程结束。

int
do_wait(int pid, int *code_store) {
    struct mm_struct *mm = current->mm;
    if (code_store != NULL) {							//存放导致子进程退出的退出码
        if (!user_mem_check(mm, (uintptr_t)code_store, sizeof(int), 1)) {
            return -E_INVAL;
        }
    }
    struct proc_struct *proc;
    bool intr_flag, haskid;
repeat:
    haskid = 0;
    if (pid != 0) {										//等待指定pid的子进程
        proc = find_proc(pid);								
        if (proc != NULL && proc->parent == current) {
            haskid = 1;
            if (proc->state == PROC_ZOMBIE) {
                goto found;
            }
        }
    }
    else {
        proc = current->cptr;							//等待任意子进程
        for (; proc != NULL; proc = proc->optr) {
            haskid = 1;
            if (proc->state == PROC_ZOMBIE) {
                goto found;
            }
        }
    }
    if (haskid) {
        current->state = PROC_SLEEPING;					//进入睡眠状态
        current->wait_state = WT_CHILD;					//等待状态-等待子进程
        schedule();										//调度
        if (current->flags & PF_EXITING) {				//如果当前进程已经结束，do_exit
            do_exit(-E_KILLED);
        }
        goto repeat;
    }
    return -E_BAD_PROC;

found:
    if (proc == idleproc || proc == initproc) {
        panic("wait idleproc or initproc.\n");			//不可以等待init_proc和idle_proc结束
    }
    if (code_store != NULL) {
        *code_store = proc->exit_code;
    }
    local_intr_save(intr_flag);
    {
        unhash_proc(proc);								//从进程链表中删除
        remove_links(proc);
    }
    local_intr_restore(intr_flag);
    put_kstack(proc);									//释放内核栈
    kfree(proc);										//释放进程块
    return 0;
}

​调用waitpid，当前进程将等待子进程运行结束，未结束时，当前进程将进入睡眠状态，直到子进程结束。等到了子进程的结束，do_wait中会将子进程从进程链表删除，让子进程彻底结束。

5.exit

​exit用于退出并结束当前进程，也已经进行了包装，用户程序可以直接调用。

void exit(int error_code) {
    sys_exit(error_code);
    cprintf("BUG: exit failed.\n");
    while (1);
}

​调用过程和fork，waitpid类似，最终调用do_exit。

exit-->sys_exit-->syscall-->int 0x80发起128号中断-->__alltraps-->trap_dispatch-->syscall-->sys_exit-->do_exit

​在do_exit中，该进程的内存资源将被释放，同时状态将被设置为PROC_ZOMBIE，最后从进程链表删除该进程由他的父进程来完成，因此会判断其父进程是否在等待，如果等待则将父进程唤醒。最后还要处理该进程的子进程，因为他结束后无法处理自己的子进程，就遍历链表将子进程全部设置为init_proc的子进程，让init_proc完成PROC_ZOMBIE状态的子进程最后的处理。

int
do_exit(int error_code) {
    if (current == idleproc) {
        panic("idleproc exit.\n");
    }
    if (current == initproc) {
        panic("initproc exit.\n");
    }
    //释放内存
    struct mm_struct *mm = current->mm;
    if (mm != NULL) {									//mm==NULL是内核线程
        lcr3(boot_cr3);
        if (mm_count_dec(mm) == 0) {
            exit_mmap(mm);								//取消映射
            put_pgdir(mm);								//删除页表
            mm_destroy(mm);								//删除mm
        }
        current->mm = NULL;
    }
    current->state = PROC_ZOMBIE;						//PROC_ZOMBIE状态
    current->exit_code = error_code;
    
    bool intr_flag;
    struct proc_struct *proc;
    local_intr_save(intr_flag);
    {
        proc = current->parent;
        if (proc->wait_state == WT_CHILD) {
            wakeup_proc(proc);							//唤醒父进程（父进程等待）
        }
        while (current->cptr != NULL) {					//将退出进程的子进程的父进程设置为init_proc
            proc = current->cptr;
            current->cptr = proc->optr;
    
            proc->yptr = NULL;
            if ((proc->optr = initproc->cptr) != NULL) {
                initproc->cptr->yptr = proc;
            }
            proc->parent = initproc;
            initproc->cptr = proc;
           	//如果子进程已经为PROC_ZOMBIE且init_proc在等待，唤醒init_proc
            if (proc->state == PROC_ZOMBIE) {			
                if (initproc->wait_state == WT_CHILD) {
                    wakeup_proc(initproc);
                }
            }
        }
    }
    local_intr_restore(intr_flag);
    
    schedule();											//调度其他进程
    panic("do_exit will not return!! %d.\n", current->pid);
}

​综上所述，调用exit会让当前进程结束，释放所有的内存资源，但这个进程将仍以PROC_ZOMBIE状态存在，等待父进程做最后的处理，并且该进程结束前也会把自己的子进程交给init_proc，确保自己的子进程也可以最终被彻底结束，然后就调用schedule，调度运行其他进程。

6.用户态进程的生命周期

​用户态进程的生命周期可用下图表示：

一个进程首先由父进程fork产生，状态会由刚分配进程控制块的UNINIT状态转变为RUNNABLE状态，为就绪状态。当发生调度选中次进程时，调度程序调用proc_run切换到该进程，该进程进入运行态。此后子进程可以通过execve发起系统调用，将自己替换为用户程序，但进程状态不会发生改变。父进程可以通过wait发起系统调用，将自己转变为SLEEPING休眠态，等待子进程的完成。子进程运行结束后将变为ZOMBIE僵尸态，而父进程将被唤醒，进行子进程资源的回收。此后父进程回到运行态（或就绪态），而子进程已彻底结束。

实验总结

重要知识点

• 用户进程的创建过程
• 加载用户程序的过程
• fork对父进程内存资源的复制
• copy-on-write机制
• 系统调用