xv6问题集合

进程表在哪

进程切换的过程

spinlock

为什么spinlock中可以直接使用了push_off和pop_off来关闭/开启中断，而不需要进入内核？
spinlock中使用了push_off和pop_off来关闭/开启中断，这个中断包括外部中断和定时中断吗？
如果一个用户进程acquire陷入死循环，那么中断是否永远关闭？
如果一个用户进程acquire后还没有release，而另一个进程release锁，并且这两个进程的锁不是同一个，那么中断是否开启了？

void
push_off(void)
{
  int old = intr_get();  // 获取是否开启中断
  // noff: num of interrupts,   intena: interrupts enable
  intr_off();  // 关闭中断
  if(mycpu()->noff == 0)  // 如果是第一次关闭中断
    mycpu()->intena = old;  // 记录上一次是否开启中断
  mycpu()->noff += 1;  // 中断次数加一
}

void
pop_off(void)
{
  struct cpu *c = mycpu();  // 获取CPU
  if(intr_get())   // 是否开启中断
    panic("pop_off - interruptible");
  if(c->noff < 1) // 中断次数是否≤0，意味着没有中断
    panic("pop_off");
  c->noff -= 1;  // 中断次数减一
  if(c->noff == 0 && c->intena)  // 如果中断次数变为0并且之前已经开启过中断
    intr_on();  // 开启中断
}

#define SSTATUS_SIE (1L << 1)  // Supervisor Interrupt Enable

static inline uint64
r_sstatus()
{
  uint64 x;
  asm volatile("csrr %0, sstatus" : "=r" (x) );
  return x;
}

static inline void 
w_mstatus(uint64 x)
{
  asm volatile("csrw mstatus, %0" : : "r" (x));
}

// enable device interrupts
static inline void
intr_on()
{
  w_sstatus(r_sstatus() | SSTATUS_SIE);
}

// disable device interrupts
static inline void
intr_off()
{
  w_sstatus(r_sstatus() & ~SSTATUS_SIE);
}

在中断使能方面，MIE 、SIE 、UIE 分别提供了 machine mode 、supervisor mode 、user mode 的全局中断使能位；
User级中运行用户程序，Supervisor级中运行操作系统内核（和设备驱动），Machine级中运行BootLoader和其它固件。

• machine mode 拥有所有的特权，一般在启动时候用于配置电脑的环境
• supervisor mode 的权限相对低些，可以执行特权指令，例如是否使能中断等
• user mode 的权限级别最低，完成一些特殊功能的时候需要通过系统调用进入 supervisor mode
• 在 RISC-V 中，通过寄存器 sstatus 中保存的 SPP 位来判断是处于内核态 (1) 还是用户态 (0)

• 中断分为外中断和内中断，外中断包括 I/O 中断、时钟中断等，内中断包括异常、系统调用和中止。

• http://rcore-os.cn/rCore-Tutorial-deploy/docs/lab-1/guide/part-2.html

• https://dingfen.github.io/risc-v/2020/08/05/riscv-privileged.html

kalloc

在kinit中freerange中end的地址是多少？

#define KERNBASE 0x80000000L
#define PHYSTOP (KERNBASE + 128*1024*1024)

#define PGSIZE 4096 // bytes per page
#define PGROUNDUP(sz)  (((sz)+PGSIZE-1) & ~(PGSIZE-1))

extern char end[]; // first address after kernel.
                   // defined by kernel.ld.

void
kinit()
{
  initlock(&kmem.lock, "kmem");
  freerange(end, (void*)PHYSTOP);
}

void
freerange(void *pa_start, void *pa_end)
{
  char *p;
  p = (char*)PGROUNDUP((uint64)pa_start);
  for(; p + PGSIZE <= (char*)pa_end; p += PGSIZE)
    kfree(p);
}

每个CPU都有自己的定时中断吗？

trap是怎么跳转到trampoline中的usertrap()的？

riscv为处理trap提供了sstatuts、scause、stvec、sepc、sscratch等寄存器，这些寄存器都会被中断隐指令所使用到：
（1）stvec寄存器存放着trap wrapper的地址。当trap发生时，stvec的值将被读入到pc中
（2）scause记录这个trap的发生原因。当trap发生时，这个寄存器被设置
（3）sepc保存pc的值。在PC的值被更新为stvec之前，PC值被保存在这个寄存器中
（4）sstatuts的SPP位记录着当前CPU所处的mode。
（5）sscratch记录着这个进程的trapframe地址。保存现场时，需要将寄存器保存在trapframe上。
总而言之，当trap发生时，首先会“执行中断隐指令”，完成关中断和设定trap相关寄存器等操作，而保护现场等操作，是由相应的指令执行的。

在内核初始化的时候，会设置stvec寄存器，因此将中断处理入口设置成了kernelvec。

void
trapinithart(void)
{
  w_stvec((uint64)kernelvec);
}

在内核态的时候是怎么trap的？

kernelvec、kerneltrap

trampoline是什么

trampoline是跳板代码，包含以下这两段汇编：
1.uservec的作用是保存现在进程的栈帧，恢复kernel的tp、satp，切换到usertrap()；usertrap()中通过yield()切换到调度器线程。
2.userret的作用是恢复用户的satp，恢复进程的栈帧，切换到usertrapret()。

为什么调度器是一个线程，而不是一个进程

首先要了解线程切换和进程切换要保存和恢复什么，
对于线程来说只需要保存栈帧（寄存器现场）就行，
对于进程来说要保存PCB（PCB中包含栈帧、打开的文件描述符等）、需要重新映射虚拟地址空间、进出OS内核、寄存器切换，
因此进程切换的代价要高于线性切换的代价。
在xv6中，通过保存和恢复栈帧来切换到调度器，并且调度器没有对应的PCB，所有调度器是一个线程。

在 usertrap函数中 p->trapframe->epc += 4;

epc = epc + 4，epc下一条指令是什么？是不是ecall的下一条指令？
syscall，ecall的下一条指令是ret

trap page是什么？有什么？

为什么fork父进程返回子进程的PID而子进程返回0？

对于父进程来说，fork返回子进程的pid，而子进程没有拷贝a0，而是把a0设成0，所以对于子进程来说返回0.

proc.c里面有exit()（sys_exit调用exit），提供给用户的系统调用接口也是exit，不会冲突吗？

同样的sys_wait调用wait，而提供给用户的系统调用接口也是wait，不会冲突吗？
同样的sys_kill调用kill，而提供给用户的系统调用接口也是kill，不会冲突吗？

文件描述符是不是proc结构体里面ofile（open file array）的下标？

是的，ofile[i]指向file struct，如果file struct的类型是fd_inode，那么file struct中的ip指向inde。
内核中有一个大小为100的ftable数组。

exec执行成功会不会有return？如果没有，那么是什么原因？

sys_exec和exec函数。