不落辰

地址映射关系 即 va -> pa 的 映射

• 在做本实验之前，xv6的虚拟内存机制如下

  • 对于kernel , 内核只有一张全局的kernel pagetable. 所有kernel thread 共用这一张pagetable. 通过MMU使用.
  • 对于user , 每个user process的user thread 有一张user pagetable. user通过MMU使用.
  • 但对于user传入kernel的va,kernel该如何使用user pgtbl来进行寻址呢 ? kernel 通过软件模拟(walkaddr)来查询user pgtbl 来进行user va的寻址.
    • 很显然，效率很低 不如硬件. 现代操作系统采用的也并非是这种机制.

• 本实验 : 那么 为了让kernel可以直接通过硬件MMU来使用user pagetable. 我们实现如下措施

  • (以下就是所谓的将内核页表和用户页表合并)
    • 为每一个process的kernel thread 都 分配一个 pagetable.
    • 且在这个kernel thread pgtable
      • 1. 不但维护了kernel 的地址空间映射
      • 2. 还要 维护user thread的user pgtable的地址空间的映射(va->pa)
    • 对于1. 我们应当 为 每个kernel thread pgtbl建立和 全局 kenrel pgtbl 基本一样的地址映射关系 (kvminitproc)
    • 对于2. 我们应当 将user thread pgtbl 的维护的地址映射关系 拷贝到 kernel thread pgtbl 的 [0,0XC00..00-1]处
      • 并在 user thread pgtbl 的地址映射关系发生改变时(pte的增加/删除/修改)，即时拷贝到kernel thread pgtbl上
  • 合并之后，kernel 使用 user va的方式 就是 直接通过MMU在kernel thread pgtbl的user部分进行查询. 而不用通过walkaddr,提高效率

• 下图就是一个合并user部分后的kernel thread pgtbl
  

• 本实验后，xv6的虚拟内存机制如下

  • 3个pgtbtl
    • 全局 kernel pgtbl (kernel的scheduler thread用)
    • user thread pgtbl (user thread用)
    • kernel thread pgtbl(包含user部分) (kernel 用)
  • 主流的OS也是用这种方法.

• 关于 vm.c 注释见文

• 关于虚拟内存是否连续见文末

• part 2 : 利用栈桢，打印函数调用.
• part 3 : 为xv6增加sys_sigalarm和sys_sigreturn系统调用
  • sys_sigalarm : 注册callback以及超时时间
  • tick Interrupt : tick超时,返回user到callback
  • sys_sigreturn : user callback 结束. 通过该syscall 返回之前被tick超时打断的pc
  • 实现重点是 在tick超时时 将 trapframe 进行备份,再返回user执行callback. 当user callback结束sys_sigreturn时,再将之前的trapframe替换出来.
    • 最主要原因是trapframe里面保存了epc（user进入kernel前的指令地址）,kernel返回user时一般pc返回到epc+4
    • 所以要通过备份trapframe，来保证callback结束后可以返回到user正确的pc

本文介绍xv6的trap流程

• user空间和kernel空间的切换称为trap

  • xv6 系统调用 是如何在user和kernel空间进行切换的 ?

• 关键步骤及指令如下

  • user ecall
    • 提高程序的权限 , 保存当前地址($sepc) , 记录trap原因(r_scause()) , 跳转到trampoline
  • trampoline uservec
    • 将cpu reg中user的上下文保存进trapframe,如user stack pointer , return addr 等; 并将 kernel thread的上下文聪trapframe加载进cpu reg. 如kernel stack pointer , func to jump , kernel pgtbl($satp). 然后跳转到usertrap()
  • usertrap
    • 根据陷入kernel的原因($scause),执行动作如syscall().
  • usertrapret
    • 即将离开kernel , 将kernel上下文保存进trapframe , 以便下次陷入内核时trampoline将其加载进来. 跳到userret
  • trampoline userret
    • 切换到 user pagetable , 将user上下文从trapframe加载进来. 跳转回user($sepc)
  • user ret : 跳到user程序的下一指令

• 之前有人问我个问题hhh，当复习了。

  • 从用户到内核需要的寄存器哪些会发生改变啊?
  • 答：

  • 比说ecall吧. 他得改变代表权限的reg,从user mode改成supverisor mode ； 还得改变保存$PC到$sepc reg.；还得设置$scause reg代表trap的原因；进入trampoline的uservec之后，得把之前user态时候cpu上的reg保存进内存，然后将该process的kernel thread的上下文加载到cpu的reg上. 比如说kernel stack pointer加载到$sp ; 还得改变$satp,切换成kernel pagetable来切换地址空间,

xv6 debug基本方法

• 操作系统就是一个中断处理程序
  • 负责将第一个进程加载完后 第一个进程通过fork execve exit一系列系统调用创建其他的
  • 创建状态机 : fork
  • 替换 : execve
  • 终止 : _exit
    • 请问main退出后的detached thread的行为 ?

TCP 八股补充

将loop和thread结合在一起的类 : EventLoopThread. one loop per thread

muduo类图

weak_ptr的使用 : 延长TCPConnection生命周期，防止channel->handleEvent时被析构

• 并发bug 之 数据竞争 Data Race

  • 不同的线程同时访问同一段内存，且至少有一个是写
  • 为处理Data Race,我们需要一个互斥的协议，而peterson这种纯软的算法，太难了。故 我们应当使用(互斥)锁 消灭datarace

• ThreadSanitizer原理

  • 不同线程对一块共享内存操作 且至少有一个是写。对这些动作的执行顺序进行排序，若检验出无法排序的（即排序结果不唯一），则error

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