文章目录
- 一、RISC-V assembly
- 简介
- 问题
- 二、Backtrace
- 简介
- 注意
- 实验代码
- 实验结果
- 三、Alarm
- 简介
- 注意
- 实验代码
- 实验结果
一、RISC-V assembly
简介
- git checkout traps，切换到traps分支
user/call.c文件在我们输入make fs.img之后会被汇编为call.asm文件，阅读该汇编文件中的函数：f、h、main- call.c 中的代码比较简单：
#include "kernel/param.h"
#include "kernel/types.h"
#include "kernel/stat.h"
#include "user/user.h"int g(int x) {return x+3;
}int f(int x) {return g(x);
}void main(void) {printf("%d %d\n", f(8)+1, 13);exit(0);
}
问题
我们需要回答以下问题：
- 哪些寄存器用于传参？ 例如，
main函数调用printf时持有13 这个参数
RISC-V 寄存器作用如下图：
通过main函数的汇编代码，可以知道参数 13 使用a2寄存器传递
main函数对应的汇编代码在哪里调用了函数f ？ 函数 g 的调用在哪里？（编译器可能会优化某些函数为内联函数）
由问题一查看的汇编可知，main函数并未调用函数f，而是直接由编译器优化得到了结果printf函数的地址是什么？
printf的地址为0x64a（虚拟地址），main函数中的调用也能说明这一点
main函数中使用jalr到printf之后，ra寄存器的值是什么？
jalr指令执行时，会将pc + 4的值存放到ra寄存器中作为返回地址，因此ra的值为0x38- 运行下面的代码，输出是什么？（输出取决于大小端，RISC-V为小端模式，如果是大端，相同输出需要将 57616 改为多少？）
- unsigned int i = 0x00646c72;
- printf(“H%x Wo%s”, 57616, &i);
- 输出为：
He110 World - 因为，57616对应16进制的 0xe110，0x00646c72 以小端存储，实际为 0x6c720064,
0x6c对应r，0x72对应l，0x64对应d（00代表NULL，不显示）。如果是大端，则高地址在高处，因此应该存储为0x6c720064或者0x6c7264
- 下面的代码，
y=后面的输出是什么？为什么？- printf(“x=%d y=%d”, 3);
- 输出为：乱码，因为参数传递时使用的寄存器是确定的，因此如果第二个参数不传递，依然还是会用
a2寄存器传递，此时a2中的值是caller中的残留值
二、Backtrace
简介
当发生错误时，打印当前的调用栈。每个函数栈帧包含一个返回地址以及一个指向caller栈帧的 frame pointer（我理解就是caller的rsp）
在kernel/printf.c 中实现一个 backtrace()，在 sys_sleep 中插入对该函数的调用，然后运行 bttest，该用户程序会调用 sleep 系统调用，此时应该打印堆栈
bttest 在qemu中执行完毕之后，新开一个窗口执行 addr2line -e kernel/kernel (or riscv64-unknown-elf-addr2line -e kernel/kernel)，将有如下输出：
阅读：kernel/sysproc.c:74、kernel/syscall.c:224、kernel/trap.c:85
注意
kernel/defs.h中添加backtrace()函数的声明- gcc产生汇编时，会将栈指针存放在
s0寄存器，在kernel/riscv.h中添加如下代码：
static inline uint64
r_fp()
{uint64 x;asm volatile("mv %0, s0" : "=r" (x) ); //含义为读取 s0 寄存器中的值，赋值给 x 并返回 xreturn x;
}
返回地址位于栈指针 - 8的位置，保存的栈指(caller的栈指针地址)针位于当前函数的栈指针的-16处（栈指针即rbp）- 你需要识别最后一个栈帧并结束，由于函数栈最大为4KB，因此可以使用
PGROUNDDOWN(fp) (see kernel/riscv.h)来判断是否到达最后一个函数栈
实验代码
思路：
1、首先 kernel/riscv.h 添加要求的代码，kernel/defs.h 声明 backtrace()
2、 backtrace() 的逻辑为：使用 r_fq() 获取当前栈指针，打印栈指针 - 8 的地址(即调用栈)，并 -16，得到上一个栈帧的地址，依次类推，直到地址等于 PGROUNDDOWN(fp) (see kernel/riscv.h)
kernel/riscv.h
static inline uint64
r_fp()
{uint64 x;asm volatile("mv %0, s0" : "=r" (x) ); //含义为读取 s0 寄存器中的值，赋值给 x 并返回 xreturn x;
}
kernel/defs.h
void backtrace(void);
kernel/printf.c
void backtrace(void){// 获取当前栈帧uint64 addr = r_fp();// 向上遍历while(addr != PGROUNDDOWN(addr)){printf("%p\n", *(uint64 *)(addr - 8));addr = *(uint64 *)(addr - 16);}
}
kernel/sysproc.c
uint64
sys_sleep(void)
{int n;uint ticks0;argint(0, &n);//...其他代码backtrace();return 0;
}
实验结果
三、Alarm
简介
添加一项新的功能，定时报警，即简单的用户级中断/故障处理程序。为以后缺页中断打下基础。
添加一个新的系统调用 sigalarm(interval, handler)，如果用户态应用调用 sigalarm(n, fn)，那么每当该程序消耗 n 个cpu ticks，内核会调用一次 fn 。当调用 sigalarm(0, 0) 时停止。
注意
- makefile 中添加
user/alarmtest.c - 正确的结果输出如下：
实验代码
思路：proc中添加三个字段，分别记录用户设置的ticks，cur_ticks以及callback，系统调用则是设置进程的 ticks 以及callback，在处理时钟中断时，给当前的进程cur_ticks 加1，判断和ticks是否相等，相等则调用callback。
时钟中断的处理函数为 clockintr(),当用户态进程运行时来了时钟中断，调用路径为：usertrap---判断类型---devintr
详细流程：参考 xv6-book 第四章
trap发生时， cpu 硬件会做一些准备 (book:44页)，该步骤设置了SIE位， 保存 pc，设置trap原因，进入内核态（但是不切换内核页表以及内核栈），执行 trap 处理函数(stvec寄存器保存的地址)
如果是在用户态发生 trap，此时处理函数为 uservec，该函数保存了用户寄存器以及其他状态，切换内核页表（所以trap发生时，硬件只保证切换到内核态，即cpu设置为管理模式，但是并不会切换页表，切换页表是在trap处理函数中做的），最后跳转到 usertrap()执行。
因此，我们需要在 usertrap 函数中添加对于时钟中断的判断逻辑以及用户callback的调用逻辑（需要保证不可重入，即我们如果在执行 callback 的时候再次被时钟中断trap，此时不应该再次执行callback，所以还需要在proc.h中添加一个字段用于防止重入）。usertrap中本身有对于时钟中断的判断逻辑，即进程调度的部分，具体代码如图（所以照猫画虎即可）：
最后还有一点需要注意，我们的callback函数是应该在用户态运行的(因为内核态无法解析用户态的虚拟地址，所以无法调用callback)，此时我们处于内核态，因此我们需要保存上下文，切换到用户态，执行完callback之后，切换回内核态，恢复上下文，继续usertrap的执行。
如何切换到内核态呢？此时我们借助 usertrapret() 来返回用户态，所以我们需要更改trap的返回地址，当前 trap 的返回地址为 p->trapframe->epc += 4;(kernel/trap.c:61)。所以，我们首先保存一下当前 trapframe，然后更改 trapframe->epc = callback，这样在 usertrapret() 返回用户态后执行的就是 callback 函数，此时需要注意，callback函数是不能有参数的（因为这不是正常的函数调用）
callback执行成功了，但是我们该如何返回到用户态代码原先的地方执行呢？ 因此，实验测试代码中提供了另外一个系统调用 sigreturn()，来让我们重新回到内核态，恢复进入 trap 时的用户上下文，在这一次的 usertrapret() 返回到用户进程原先执行的地方。（xv6 设计的中断、系统调用走相同的调用路径，因此这里可以执行这样的骚操作。）
总体流程：
用户态程序用户态程序—>时钟中断-->usertrap() (p->trapframe->epc 保存用户态程序的下一条执行语句)—>保存trapframe 到另外一个地方(假设为A)—> 更改p->trapframe = callback—>usertrapret() 返回用户态执行callback—>通过sigreturn() 重新进入trap流程—>此时走系统调用路径---->sys_sigreturn() 恢复 p->trapframe 为最开始保存的(从A处读取)—>usertrapret() 返回用户态trap中断处继续执行- 一次
alarm trap需要往返内核态两次
代码：
- kernel/proc.h
// Per-process state
struct proc {struct spinlock lock;//新增字段int ticks; //回调执行所需要ticksint cur_ticks; //当前进程的ticksvoid* callback; //回调函数struct trapframe backup; //保存trapframeint execing; //是否已经在执行了
- makefile
UPROGS=\$U/_alarmtest\
- user/user.h
int sigalarm(int ticks, void (*callback)());
int sigreturn(void);
- user/usys.pl
entry("sigalarm");
entry("sigreturn");
- kernel/syscall.h
#define SYS_sigalarm 22
#define SYS_sigreturn 23
- kernel/syscall.c
extern uint64 sys_mkdir(void);
extern uint64 sys_close(void);
//新增
extern uint64 sys_sigalarm(void);
extern uint64 sys_sigreturn(void);static uint64 (*syscalls[])(void) = {
//其他
[SYS_mkdir] sys_mkdir,
[SYS_close] sys_close,
// 新增
[SYS_sigalarm] sys_sigalarm,
[SYS_sigreturn] sys_sigreturn,
};
- kernel/sysproc.c
uint64
sys_sigalarm(void){int ticks = 0;uint64 callback = 0;argint(0,&ticks);argaddr(1, &callback);struct proc* proc = myproc();proc->ticks = ticks;proc->callback = (void *)callback;proc->execing = 0;return 0;
}uint64
sys_sigreturn(void){struct proc* proc = myproc();*(proc->trapframe) = proc->backup;proc->execing = 0;// 由于该函数返回后，返回值保存在a0中，会覆盖trapframe中原来的a0// 该函数返回之后就会走 usertrapret() 返回到用户态return proc->trapframe->a0;
}
- kernel/trap.c
if(killed(p))exit(-1);// 新增代码 if(which_dev == 2){struct proc* proc = myproc();// 设置了ticks 且没有执行if(proc->ticks > 0 && proc->execing == 0){proc->cur_ticks++;if(proc->cur_ticks == proc->ticks){proc->execing = 1;proc->backup = *(proc->trapframe); //保存trapframeproc->trapframe->epc = (uint64)proc->callback;proc->cur_ticks = 0;}}}// 新增结束// give up the CPU if this is a timer interrupt.if(which_dev == 2)yield();
实验结果
- make qemu
- ./grade-lab-traps running alarmtest
