RV64 缺页异常处理以及 fork 机制 ¶
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Abstract
计算机系统 Ⅲ lab5 实验报告(2023.05.18 ~ 2023.06.01)
仅供学习参考,请勿抄袭
实验内容 ¶
- 通过 vm_area_struct 数据结构实现对进程多区域虚拟内存的管理
- 在 lab4 实现用户态程序的基础上,添加缺页异常处理 page fault handler
- 为进程加入 fork 机制,能够支持通过 fork 创建新的用户态进程
- 思考题
- 根据实现分析父进程在用户态执行 fork 至子进程被调度并在用户态执行的过程,最好能够将寄存器状态的变化过程清晰说明。
实验过程 ¶
实现虚拟内存管理 ¶
按照实验指导修改 proc.h 添加 vm_area_struct 等结构。接下来要实现的就是对于 vma 链表的三个操作函数。
- find_vma
- 遍历 vma 链表,找到包含 addr 的 vma
- do_mmap
- 为进程添加新的 vma
- 给出的 addr 只是期望的地址,如果有重叠则调用 get_unmapped_area 寻找实际映射的虚拟地址
- 第一部分:寻找实际映射的虚拟地址范围
uint64 start_va = PGROUNDDOWN(addr); uint64 end_va = PGROUNDUP(addr + length); uint64 page_num = (end_va - start_va) / PGSIZE; for (uint64 i = 0; i < page_num; ++i) { if (find_vma(mm, start_va + i * PGSIZE) != NULL) { start_va = get_unmapped_area(mm, length); end_va = PGROUNDUP(start_va + length); break; } }
- 第二部分:创建 vma 链表项,填充信息并插入链表
- get_unmapped_area
- 从 USER_START 开始,以 PGSIZE 为单位寻找连续 length 长度未分配的虚拟地址
uint64 get_unmapped_area(struct mm_struct *mm, uint64 length) { uint64 addr = USER_START; uint64 page_num = length / PGSIZE + (length % PGSIZE != 0); for (addr = USER_START; addr < USER_END; addr += PGSIZE) { uint64 i; for (i = 0; i < page_num; ++i) { if (find_vma(mm, addr + i * PGSIZE) != NULL) { addr = addr + i * PGSIZE; break; } } if (i == page_num) { return addr; } } }
- 从 USER_START 开始,以 PGSIZE 为单位寻找连续 length 长度未分配的虚拟地址
处理 Page Fault ¶
这一部分要进行两件事情,一个是修改 task_init,使用 demand paging,不直接创建映射,而是使用前面写过的 do_mmap 记录 vma;一个是处理后续会发生的缺页异常,检查后创建映射。
task_init¶
要进行的修改是首先为每个进程创建好 vma 链表,之后再将两次 create_mapping 改为 do_mmap 即可。
这里为了方便将 VM_READ VM_WRITE VM_EXEC 设为了 PTE_R PTE_W PTE_X。
- 创建链表
- 创建 vma 记录
page fault handler¶
在 trap_handler 中补充对于 scause 为 12、13、15 时的处理,均使用同一个 do_page_fault 函数来处理。
do_page_fault 要先进行 bad address 的检查,如果在分配的范围内再创建映射。不能分配的话(不在范围内或者权限不对)结束进程,这里创建一个新的 TASK_EXITED 并设置给 state 再 schedule 就可以了,这个进程之后就不会再调度到了。
- 检查 bad address
- 范围检查
- 权限检查(12 检查 EXEC,13 检查 WRITE,15 检查 READ)
if (vma == NULL || ( scause == 12 && !(vma->vm_flags & VM_EXEC)) || scause == 13 && !(vma->vm_flags & VM_WRITE) || scause == 15 && !(vma->vm_flags & VM_READ )) { printk("[pid = %d] page fault at [0x%lx] with cause = %d\n", current->pid, stval, scause); current->state = TASK_EXITED; schedule(); return; }
- 创建映射
- 如果是 12 则映射 uapp_start 之后的物理地址,否则 kalloc 创建新页作为物理地址
- 因为这里要修改页表,而我在上一个 lab 中将 task_struct 中的页表地址改为了 satp,为了避免计算麻烦,所以又新加了一个 pgtbl 表示页表地址,并在创建进程的时候同时记录 pgtbl 和 satp
if (scause == 12) { uint64 va = PGROUNDDOWN(stval); uint64 pa = (uint64)(uapp_start) + (va - USER_START) - PA2VA_OFFSET; uint64 perm = vma->vm_flags | PTE_U | PTE_V; create_mapping(current->pgtbl, va, pa, PGSIZE, perm); } else { uint64 va = PGROUNDDOWN(stval); uint64 pa = (uint64)kalloc() - PA2VA_OFFSET; uint64 perm = vma->vm_flags | PTE_U | PTE_V; create_mapping(current->pgtbl, va, pa, PGSIZE, perm); }
trap_handler 里的修改就直接添加一个 else if 就好了
实现 fork ¶
这部分要实现的就是,proc.c 中初始化进程的逻辑,更新 syscall 函数,实现 do_fork 功能,更新 page fault 处理。
我的实现中将 NR_TASKS 设置为允许的最大进程数,根据最后的测试,应该是 1+4,然后 proc.c 中创建一个新的变量 nr_tasks 记录当前实际存在的用户进程数,用于更新 pid。
更新 syscall ¶
trap_handler 不需要修改,只需要在 syscall 函数中判断 a7 是否为 SYS_clone 即可:
实现 do_fork ¶
do_fork 即创建一个新的进程,所以主体的逻辑和 task_init 中初始化用户进程差不多。
- 创建 task 并设置 state counter priority pid
- 设置用户栈 sp、内核栈 sp,并拷贝当前进程的用户栈内容到子进程用户栈
- 设置 thread 结构体信息
- thread.ra 为 forkret 函数地址
- thread.sp 为内核栈 sp
- thread.sscratch 为内核栈 sp
- thread.sepc 和当前 sepc 一样,sstatus 同理设置
_task->thread.ra = (uint64)forkret; _task->thread.sp = (uint64)_task + PGSIZE; _task->thread.sscratch = (uint64)_task + PGSIZE; _task->thread.sepc = regs->sepc; uint64 sstatus = current->thread.sstatus; sstatus &= ~(1 << 8); sstatus |= (1 << 5); sstatus |= (1 << 18); _task->thread.sstatus = sstatus;
- 创建新的页表,拷贝内核页表,并设置 satp
- 创建 vma 链表并拷贝当前进程已创建的记录
- 创建一个新的 trapframe,拷贝当前进程寄存器到其中
_task->trapframe = (struct pt_regs *)kalloc(); for (int i = 0; i < 32; ++i) { _task->trapframe->x[i] = regs->x[i]; } _task->trapframe->sepc = regs->sepc;
- 特别设置 sp,因为进入 trap_handler 后切换了用户栈和内核栈,所以此时 regs->x[2] 实际为内核栈 sp,而这之前的用户栈 sp 交换到了 sscratch 中,所以要将 sscratch 赋给 x[2]
- 特别设置 a0,子进程的 fork 返回值,为 0
- 将新建的 _task 添加到 task 列表中,并返回子进程 pid 作为父进程 fork 的返回值
这之后需要实现的是 forkret 函数,即子进程初始的跳转位置,子进程到这里之后要继续跳转到 ret_from_fork,并提供进程的 trapframe 作为参数:
extern void ret_from_fork(struct pt_regs *regs);
void forkret() {
ret_from_fork(current->trapframe);
}
而 ret_from_fork 则在 trap.S 中直接 ld 回所有的寄存器以及 sepc,再 sret 即可:
.globl ret_from_fork
ret_from_fork:
ld t1, 256(a0)
addi t1, t1, 4 # manually sepc+=4
csrw sepc, t1
ld ra, 8(a0)
...
ld s1, 72(a0)
# restore a0 last
ld a1, 88(a0)
...
ld t6, 248(a0)
ld a0, 80(a0)
sret
更新 page fault ¶
因为 do_fork 的时候已经拷贝了用户栈,但没有更新页表,所以子进程开始运行的时候仍会触发 page fault,这时会创建新的用户栈,为了避免这个,我们可以通过 user_sp 来区分,我们在初始化进程的时候设置 user_sp 为 0,然后 do_page_fault 中映射栈空间时检查 user_sp 是否为 0,如果为 0 则调用 kalloc 分配,否则(即表示是 fork 来的)直接使用 user_sp 作为物理地址。
} else {
if (current->user_sp == 0) {
current->user_sp = kalloc();
}
uint64 va = USER_END - PGSIZE;
uint64 pa = current->user_sp - PA2VA_OFFSET;
uint64 perm = vma->vm_flags | PTE_U | PTE_V;
create_mapping(current->pgtbl, va, pa, PGSIZE, perm);
}
实验测试结果 ¶
第一个 main ¶
可以根据 log 看到 proc_init 时进行的 do_mmap,以及在每个进程运行时触发两次预期中的 page fault,每次之后触发了 create_mapping,然后进程正常运行。
第二个 main ¶
可以看到 proc_init 只创建了一个进程,然后进入 main 后调用了 fork,fork 中进行了 do_mmap 有 log 输出。然后直接返回到父进程中,fork 返回值结果为 2 即子进程 pid,然后输出了父进程的信息。
之后进程调度切换到了子进程中,同样触发了两次 page fault 进行了映射创建,然后正常执行,得到 fork 返回值为 0,输出了子进程信息。后续没在截图中,但都在一直正常运行。
第三个 main ¶
这部分 do_mmap create_mapping 和 page fault 的 log 输出过多影响观察,所以将那些 log 禁用了:
可以看到 pid 1 先 fork 出了 2,然后 fork 出了 3,之后调度到子进程 2 时又通过代码中第二个 fork 创建了 4 号进程,然后四个进程一直在正常运行,符合预期。
思考题 ¶
根据实现,分析父进程在用户态执行 fork 至子进程被调度并在用户态执行的过程,最好能够将寄存器状态的变化过程清晰说明。
父进程在用户态执行 fork,即调用了 ecall,触发了 Environment Call from U-mode 异常,被捕获,进入到 _traps 中,修改 sp 到内核栈(原 sp 保存到 sscratch 中
do_fork 中创建了子进程,相关寄存器设置为了内核栈上保存的寄存器值,但需要修改 sp,因为栈上保存的是内核栈 sp,需要改为 sscratch 中存放的之前的用户栈当前 sp。以及修改 a0 为 0,即 fork 返回值为 0。除此之外需要注意的是 thread.ra 设置为了 forkret,稍后要用到。
do_fork 结束后返回了子进程 pid,写入了 a0 中,trap_handler 结束,恢复栈上寄存器值,切换内核栈和用户栈,从内核态返回,fork 系统调用结束,父进程正常继续运行。
子进程被调度到后,进行 __switch_to,保存父进程上下文信息,恢复子进程上下文,子进程上下文除了 ra 以外都不重要,ra 导致返回跳转到了 forkret 位置,其中调用了 ret_from_fork,参数为当前进程的 trapframe 地址。ret_from_fork 中将 trapframe 中的寄存器值全部恢复,设置好 sepc 为系统调用 ecall 的下一条地址,通过 sret 返回到用户态 ecall 下一条地址的位置,继续执行。此时的寄存器状态就是 do_fork 中设置的子进程寄存器值,所以正确设置好了 sp 值以及 a0,得到了 fork 返回值为 0,剩下的就是子进程在用户态正常执行了。
创建日期: 2023年8月6日 22:04:08