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File metadata and controls

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操作系统实现

本次作业中, 在硬件上能够运行原本的 recc 内核. 但是 recc 内核中没有虚拟内存, 也没有用户态.

新的 kernel 初步加入了分页以及不同特权级. 但是实现还非常 naive, 包括没有事实上的异常 (保护异常, 缺页异常直接挂机). 没有外存, 不会有 swap in 和 swap out.

新的内核代码位于 recc-kernel-llvm/ 中, 实现的功能对应 ucore 中有

  1. 中断处理, 外设隔离
  2. 物理内存管理和虚拟内存
  3. 内核线程和线程切换
  4. 用户进程以及相关保护

目录结构

├── include
│   └── stdarg.h:   用于实现变参 varargs
├── kernel
│   ├── kernel_defs.h:  内核所有的 #define 常量
│   ├── kernel_impl.c:  内核关键函数的实现
│   ├── kernel_state.c: 内核中需要的 enum, struct 等的定义
│   ├── kernel_state.h: 内核中需要的 enum, struct 等的定义
│   ├── l2
│   │   ├── entry.s:  开机入口程序
│   │   ├── getchar_nobusy.s:  串口可读时读取自负
│   │   ├── iehandling.s:   中断和异常的处理
│   │   ├── kernel_interface.s:   需要用汇编实现的内核函数
│   │   ├── putchar_busy.s:   忙等的串口输出
│   │   └── putchar_nobusy.s: 串口输出
│   ├── memman.c:   内存处理, 主要是模拟 load / store byte
│   ├── memman.h:   内存处理, 主要是模拟 load / store byte
│   ├── my_printf.c: printf 的实现, 只支持 %x 修饰符
│   ├── printf.h: printf 的实现
│   ├── private_kernel_interface.h: 只在内部能使用的内核函数 (TODO: 清理)
│   ├── public_kernel_interface.h:  外部能够使用的内核函数 (TODO: 清理)
│   ├── queue.c: 消息队列的实现
│   ├── queue.h: 消息队列的实现
│   ├── user_proc.c: 包含内核线程和用户进程的实现
│   └── user_proc.h: 包含内核线程和用户进程的实现
├── Makefile
└── script.ld:  链接脚本

中断异常处理

当前实现只支持中断, 异常会被检测, 但是导致挂机而非跳转到异常向量. 因此以下叙述都针对中断.

发生中断时, 硬件的工作

发生异常时, 保证如下条件满足

  1. fr 寄存器中全局中断使能位已经被设置 (软件控制)
  2. fr 寄存器中, 该中断对应的使能位已经被设置 (软件控制)
  3. fr 寄存器中, 该中断对应的 asserted 位已经被设置 (硬件负责) 硬件检测到中断, 需要
  4. 关中断
  5. 保存 EPC: EPC 最低位是发生中断时特权级, 1 为 user, 0 为 kernel. EPC 第 31-2 位为发生中断时的 PC, 这里 PC 指下一条指令的地址.
  6. 进入内核态
  7. 从 IRQ_HANDLER 中读取异常处理程序的地址, 跳转到这个地址. IRQ_HANDLER 定义在 kernel_defs.h 中, 值为 0xFFFF0020

发生中断时, 软件的工作

从 irq_handler (在 iehandling.s 中) 开始的, 有如下工作

  1. 保存寄存器到栈上
  2. 保存栈地址到当前进程的 PCB 中
  3. 如果发生中断时程序在用户态, 那么切换到内核栈. 这时候内核栈应当是空的, 因为不会有执行历史.
  4. 跳转到 k_irq_handler (在 kernel_impl.c 中), 由 C 程序来判断中断类型, 执行相应 ISR (Interrupt Service Routine).
  5. 从当前进程的 PCB 中读取此前的栈地址. 这时可能已经发生了进程切换, 导致当前进程不再是第 2. 步中的进程
  6. 从栈上恢复寄存器
  7. 从中断返回 (通过一条指令 or $fr, $fr, $wr 完成, 相当于 x86 中 iret 指令, mips 中 eret 指令). 具体说, 是原子地执行
  • 开中断
  • 从 EPC 恢复特权级
  • 返回到 EPC 指向的地址

有的问题

  • 不支持嵌套中断, 中断优先级
  • 最重要的, 没有实质上的异常

物理内存管理和虚拟内存

采用页式虚拟内存, 虚拟地址和物理地址均为 32 位长, 页大小 4KB.

内存布局

+------------------------+ <--00000000
|                        |
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|      USEG  (3GB)       |
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+------------------------+ <--C0000000
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|                        |
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|      KSEG  (~1GB)      |
|                        |
|                        |
|                        |
+------------------------+ <--FFFF0000
|                        |
|      PSEG  (64KB)      |
|                        |
+------------------------+ <--FFFFFFFF

如上图, 内存分为三个部分.

  • USEG (user segment): 用户态程序应当在这一块运行. 虚拟地址如果在这一块, 则需要 MMU 使用 TLB 中的页表项翻译成物理地址. TLB 缺失需要是硬件处理.

  • KSEG (kernel segment): 这一块地址只有内核能访问, 位于这里面的虚拟地址和其物理地址的对应关系是 PA = VA - 0xC0000000.

  • PSEG (port segment): 这一块主要是 I/O 端口, 包括特殊内存地址如 IRQ_HANDLER. 在硬件实现上这一块可能并不对应实际的主存, 比如 IRQ_HANDLER 可以用一个寄存器来存储.

硬件部分

有一个 PD_POINTER (在 machine.h 中), 它是一个特殊的内存单元, 其中存放当前页目录的地址. 它相当于 x86 的 CR3 寄存器.

在状态寄存器中有一位 FRBIT_PAGING_ENABLE (在 machine.h 中), 这一位为 1 则表示 使能页模式, 否则物理地址等于虚拟地址.

需要 MMU 和 TLB. 模拟器中相关函数是 mmu_la2pa 和 tlb_lookfor, 以及 struct machine_t 的 tlb 域.

TLB 缺失后的重填都是硬件完成, TLB 对软件是完全透明的.

软件部分

有一个 struct Page 的数组 pages (参见 kernel_state.[ch]). 对每一个物理页, 都有一个对应的数组项. 其中包含信息如该页是否可用 (没有任何进程正在使用它).

内核完成分配物理页和释放物理页的功能. 具体对应 calloc_page 和 release_page 函数 (在 kernel_impl.c 中), 它们通过 pages 完成对物理页的分配和释放. 现在的实现中, 一旦物理内存耗尽就会挂机.

内核完成建立虚实映射的功能. 通过 map_segment(pgdir, la, pa) (在 kernel_impl.c 中) 完成, 其把 la 所在的虚拟页映射到 pa 所在的物理页. map_segment 调用 get_pte(pgdir, la, create) 函数 (在 kernel_impl.c 中), 后者用于查找页表项 (和 ucore 中一样).

具体虚拟内存只在用户程序中才涉及, 参见后面进程管理部分. 内核线程只使用 KSEG 和 PSEG.

进程管理

硬件部分

为了实现进程管理, 硬件需要

  1. 时钟中断: TIMER_PERIOD (在 kernel_defs.h 中) 地址的内容是多少个周期触发一次时钟中断.
  2. 提供区分不同 cache 的方式, 这里 cache 也包含我们的 TLB (认为是页表项的 cache). 如提供指令 flush 缓存, 或者缓存的标志位上加一个进程 pid. 这个我们没有实现, 是一个 bug.

软件部分

有一个 struct process_control_block 的数组 pcbs (在 kernel_state.[ch] 中). 对每個进程, 都有一个数组项对应. 可以通过 alloc_proc 函数 (在 kernel_state.[ch] 中) 分配.

内核中有进程调度的函数 sched (在 kernel_impl.c 中), 其中使用一个非常 naive 的 8 行算法选择换入的进程 next_proc, 之后从 cur_proc (参见 kernel_state.[ch]) 切换到 next_proc`.

切换的过程全程关中断. 切换最重要的一步就是切换内核栈, 因为栈上面保存了所有寄存器, 以及执行流 (即保存了返回地址), 这个工作由 switch_kstack 函数 (参见 kernel_interface.s) 完成.

用户态进程的权限管理

用户态进程的权限管理显然只能通过硬件实现, 硬件需要监视用户态程序的如下越权行为

  1. 执行特权指令, 如 eret, ori $fr, $fr, 1 等
  2. 访问 KSEG 和 PSEG.

在我们不完整的实现中, 一旦发生保护错误 (i.e. 用户程序越权), 硬件就会挂机. 事实上应当也类似中断, 设置中断类型之后跳转到处理程序.

线程通讯

内核线程之间通过消息通讯, 基本原语是

  • send(msg, dest_pid)
  • recv() 具体代码在 kernel_impl.c 中 k_send_message 和 k_receive_message 函数.

用户线程和内核线程使用系统调用来通讯.