XV6源代码阅读-中断与系统调用

Exercise1 源代码阅读

启动部分: bootasm.S bootmain.c 和xv6初始化模块:main.c

bootasm.S 由16位和32位汇编混合编写成的XV6引导加载器。bootasm.S内的汇编代码会调用bootmain.c中的void bootmain(void)；main.c主函数内部初始化各模块；
当x86 PC启动时，它执行的是一个叫BIOS的程序。BIOS存放在非易失存储器中，BIOS的作用是在启动时进行硬件的准备工作，接着把控制权交给操作系统。具体来说，BIOS会把控制权交给从磁盘第0块引导扇区（用于引导的磁盘的第一个512字节的数据区）加载的代码。引导扇区中包含引导加载器——负责内核加载到内存中。BIOS 会把引导扇区加载到内存 0x7c00 处，接着（通过设置寄存器 %ip）跳转至该地址。引导加载器开始执行后，处理器处于模拟Intel 8088处理器的模式下。而接下来的工作就是把处理器设置为现代的操作模式，并从磁盘中把 xv6内核载入到内存中，然后将控制权交给内核。

# Start the first CPU: switch to 32-bit protected mode, jump into C.
# The BIOS loads this code from the first sector of the hard disk into
# memory at physical address 0x7c00 and starts executing in real mode
# with %cs=0 %ip=7c00.

.code16                       # Assemble for 16-bit mode
.globl start
start:
  cli                         # BIOS enabled interrupts; disable

# Zero data segment registers DS, ES, and SS.
  xorw    %ax,%ax             # Set %ax to zero
  movw    %ax,%ds             # -> Data Segment
  movw    %ax,%es             # -> Extra Segment
  movw    %ax,%ss             # -> Stack Segment

中断与系统调用部分: trap.c trapasm.S vectors.S & vectors.pl syscall.c sysproc.c proc.c 以及相关其他文件代码

trap.c 陷入指令c语言处理接口，trapasm.S陷入指令的汇编逻辑；
vector.S由vector.pl生成，中断描述符256个；
proc.c 内部主要接口：static struct proc * allocproc(void)、void userinit(void)、int growproc(int n)、int fork(void)、void exit(void)、int wait(void)、void scheduler(void)、void yield(void)；
syscall.c 内部定义了各种类型的系统调用函数，sysproc.c内部是与进程创建、退出等相关的系统调用函数的实现。

// syscall.h  System call numbers
……
#define SYS_fork    1
#define SYS_exit    2
#define SYS_wait    3
#define SYS_pipe    4
#define SYS_read    5
#define SYS_kill    6
#define SYS_exec    7
……


// syscall.c 声明系统调用
……
extern int sys_chdir(void);
extern int sys_close(void);
extern int sys_dup(void);
extern int sys_exec(void);
extern int sys_exit(void);
extern int sys_fork(void);
extern int sys_fstat(void);
extern int sys_getpid(void);
extern int sys_kill(void);
extern int sys_link(void);
extern int sys_mkdir(void);
extern int sys_mknod(void);
extern int sys_open(void);
……

// sysproc.c 定义前面声明的系统调用接口
int sys_fork(void)
{
  return fork();
}

int sys_exit(void)
{
  exit();
  return 0;  // not reached
}

int sys_wait(void)
{
  return wait();
}

int sys_kill(void)
{
  int pid;

if(argint(0, &pid) < 0)
    return -1;
  return kill(pid);
}
……

Exercise2 带着问题阅读

什么是用户态和内核态，两者有何区别? 什么是中断和系统调用，两者有何区别? 计算机在运行时，是如何确定当前处于用户态还是内核态的?

当一个进程在执行用户自己的代码时处于用户运行态（用户态），此时特权级最低，为3级，是普通的用户进程运行的特权级，大部分用户直接面对的程序都是运行在用户态。Ring3状态不能访问Ring0的地址空间，包括代码和数据；当一个进程因为系统调用陷入内核代码中执行时处于内核运行态（内核态），此时特权级最高，为0级。执行的内核代码会使用当前进程的内核栈，每个进程都有自己的内核栈。用户运行一个程序，该程序创建的进程开始时运行自己的代码，处于用户态。如果要执行文件操作、网络数据发送等操作必须通过write、send等系统调用，这些系统调用会调用内核的代码。进程会切换到Ring0，从而进入内核地址空间去执行内核代码来完成相应的操作。内核态的进程执行完后又会切换到Ring3，回到用户态。这样，用户态的程序就不能随意操作内核地址空间，具有一定的安全保护作用。这说的保护模式是指通过内存页表操作等机制，保证进程间的地址空间不会互相冲突，一个进程的操作不会修改另一个进程地址空间中的数据；
系统调用需要借助于中断机制来实现。两者都是从同一个异常处理入口开始，但是系统调用会一开始让CPU进入内核模式且使能中断，然后从系统调用表中取得相应的注册函数调用之；而中断处理则让CPU进入内核模式且disable中断。所以系统调用的真实处理（系统调用表中的注册函数执行）中可以阻塞，而中断处理的上半部不可以。所以在写驱动代码如字符设备驱动，实现读操作时是可以让其sleep的（比如没有数据时候，用户设置读模式是阻塞型的）。另一方面，如果该驱动读操作过于耗时也是不可取的，它在内核态中执行，这个时候只有中断的优先级比它高，其它的高优先级线程将不能得到及时调度执行；
用户态和内核态的特权级不同，因此可以通过特全级判断当前处于用户态还是内核态。

计算机开始运行阶段就有中断吗? XV6 的中断管理是如何初始化的? XV6 是如何实现内核态到用户态的转变的? XV6 中的硬件中断是如何开关的? 实际的计算机里，中断有哪几种?

计算机开始运行阶段就有BIOS支持的中断；
由于xv6在开始运行阶段没有初始化中断处理程序，于是xv6在bootasm.S中用cli命令禁止中断发生。xv6的终端管理初始化各部分通过main.c中的main()函数调用。picinit()和oapicinit()初始化可编程中断控制器，consoleinit()和uartinit()设置了I/O、设备端口的中断。接着，tvinit()调用trap.c中的代码初始化中断描述符表，关联vectors.S中的中断IDT表项，在调度开始前调用idtinit()设置32号时钟中断，最后在scheduler()中调用sti()开中断，完成中断管理初始化；
xv6在proc.c中的userinit()函数中，通过设置第一个进程的tf(trap frame)中cs ds es ss处于DPL_USER(用户模式) 完成第一个用户态进程的设置，然后在scheduler中进行初始化该进程页表、切换上下文等操作，最终第一个进程调用trapret，而此时第一个进程构造的tf中保存的寄存器转移到CPU中，设置了 %cs 的低位，使得进程的用户代码运行在 CPL = 3 的情况下，完成内核态到用户态的转变；
xv6的硬件中断由picirq.c ioapic.c timer.c中的代码对可编程中断控制器进行设置和管理，比如通过调用ioapicenable控制IOAPIC中断。处理器可以通过设置 eflags 寄存器中的 IF 位来控制自己是否想要收到中断，xv6中通过命令cli关中断，sti开中断；
中断的种类有：程序性中断：程序性质的错误等，如用户态下直接使用特权指令；外中断: 中央处理的外部装置引发，如时钟中断；I/O中断: 输入输出设备正常结束或发生错误时引发，如读取磁盘完成；硬件故障中断: 机器发生故障时引发，如电源故障；访管中断: 对操作系统提出请求时引发，如读写文件。

什么是中断描述符，中断描述符表（IDT）? 在XV6里是用什么数据结构表示的?

中断描述符表的每一项是一个中断描述符，在x86系统中，中断处理程序定义存储在IDT中。XV6的IDT有256个入口点，每个入口点中对应的处理程序不同，在出发trap时，只要找到对应编号的入口，就能得到对应的处理程序；
XV6中的数据结构中中断描述符用struct gatedesc表示：

// trap.c
# generated by vectors.pl - do not edit
# handlers
.globl alltraps
.globl vector0
vector0:
  pushl $0
  pushl $0
  jmp alltraps
.globl vector1
vector1:
  pushl $0
  pushl $1
  jmp alltraps
.globl vector2
……

alltraps继续保存处理器的寄存器，设置数据和CPU段，然后压入 %esp，调用trap，到此时已完成用户态到内核态的转变；

// trapasm.S
  # vectors.S sends all traps here.
.globl alltraps
alltraps:
  # Build trap frame.
  pushl %ds
  pushl %es
  pushl %fs
  pushl %gs
  pushal

# Set up data and per-cpu segments. 设置数据和CPU段
  movw $(SEG_KDATA<<3), %ax
  movw %ax, %ds
  movw %ax, %es
  movw $(SEG_KCPU<<3), %ax
  movw %ax, %fs
  movw %ax, %gs

# Call trap(tf), where tf=%esp 压入 %esp
  pushl %esp  # 调用trap
  call trap
  addl $4, %esp

trap会根据%esp指向对应的tf，首先根据trapno判断该中断是否是系统调用，之后判断硬件中断，由于除零不是以上两种，于是判断为代码错误中断，并且是发生在用户空间的。接着处理程序将该进程标记为killed，并退出，继续下一个进程的调度；

// trap.c
//PAGEBREAK: 41
void trap(struct trapframe *tf)
{
  if(tf->trapno == T_SYSCALL){ // 判断该中断是否为系统调用
    if(proc->killed)
      exit();
    proc->tf = tf;
    syscall();
    if(proc->killed)
      exit();
    return;
  }

switch(tf->trapno){

……

// PAGEBREAK: 13  
  // tf->trapno与其他case语句对不上,除零被视为代码错误中断,进入这里杀掉进程
  default: 
    if(proc == 0 || (tf->cs&3) == 0){
      // In kernel, it must be our mistake.
      cprintf("unexpected trap %d from cpu %d eip %x (cr2=0x%x)\n",
              tf->trapno, cpu->id, tf->eip, rcr2());
      panic("trap");
    }
    // In user space, assume process misbehaved.  
    cprintf("pid %d %s: trap %d err %d on cpu %d "
            "eip 0x%x addr 0x%x--kill proc\n",
            proc->pid, proc->name, tf->trapno, tf->err, cpu->id, tf->eip, 
            rcr2());
    proc->killed = 1;
  }

……
}

涉及到的主要数据结构：中断描述符表IDT(trap.c +12)、（vi x86.h +150）、（vi vector.S）。

// trap.c
// Interrupt descriptor table (shared by all CPUs).
struct gatedesc idt[256];
extern uint vectors[];  // in vectors.S: array of 256 entry pointers
……

// x86.h
//PAGEBREAK: 36
// Layout of the trap frame built on the stack by the
// hardware and by trapasm.S, and passed to trap().
struct trapframe {
  // registers as pushed by pusha
  uint edi;
  uint esi;
  uint ebp;
  uint oesp;      // useless & ignored
  uint ebx;
  uint edx;
  uint ecx;
  uint eax;
  ……
};

// vector.S  0～255共256个
vectors:
  .long vector0
  .long vector1
  .long vector2
  .long vector3
  .long vector4
  .long vector5
  .long vector6
  .long vector7
  .long vector8
  .long vector9
  ……

请以系统调用setrlimit(该系统调用的作用是设置资源使用限制)为例，叙述如何在XV6中实现一个系统调用。(提示:需要添加系统调用号，系统调用函数，用户接口等等)。

在syscall.h中添加系统调用号 #define SYS_setrlimit 22；

// syscall.h
……
#define SYS_mkdir  20
#define SYS_close  21
#define  SYS_setrlimit  22 // add by yangyu

在syscall.c中添加对应的处理程序的调用接口

// syscall.c
……
static int (*syscalls[])(void) = {
……
[SYS_mkdir]   sys_mkdir,
[SYS_close]   sys_close,
[SYS_setrlimit]   SYS_setrlimit, // add by yangyu
};

在sysproc.c中添加系统调用函数int sys_setrlimit(void)，具体实现对于进程资源使用限制的设置；

// syspro.c
……
int sys_uptime(void)
{
  uint xticks;

acquire(&tickslock);
  xticks = ticks;
  release(&tickslock);
  return xticks;
}

// 在这里面写逻辑,限制进程资源的使用
int sys_setrlimit(void)
{
    // to do
}

在user.h中声明系统调用接口int setrlimit(int resource, const struct rlimit * rlim)；

// syspro.c
……
// system calls
int fork(void);
int exit(void) __attribute__((noreturn));
…… // 调用该接口陷入内核执行系统调用
int setrlimit(int resource, const struct rlimit *rlim);

在usys.S添加SYSCALL(setrlimit)。

// usys.S
……
SYSCALL(sleep)
SYSCALL(uptime)
SYSCALL(setrlimit)  // add by yangyu

[1] xv6 idt初始化
[2] xv6中文文档
[3] xv6 alltraps
[4] xv6 trap/interrupt

Exercise1 源代码阅读

Exercise2 带着问题阅读

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