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Lab5 Report
实验目的
- 了解第一个用户进程创建过程
- 了解系统调用框架的实现机制
- 了解ucore如何实现系统调用
sys_fork/sys_exec/sys_exit/sys_wait来进行进程管理
实验内容
实验4完成了内核线程，但到目前为止，所有的运行都在内核态执行。实验5将创建用户进程，让用户进程在用户态执行，且在需要ucore支持时，可通过系统调用来让ucore提供服务。为此需要构造出第一个用户进程，并通过系统调用sys_fork/sys_exec/sys_exit/sys_wait来支持运行不同的应用程序，完成对用户进程的执行过程的基本管理。相关原理介绍可看附录B。
练习
对实验报告的要求：
- 基于markdown格式来完成，以文本方式为主
- 填写各个基本练习中要求完成的报告内容
- 完成实验后，请分析
ucore lab中提供的参考答案，并请在实验报告中说明你的实现与参考答案的区别 - 列出你认为本实验中重要的知识点，以及与对应的OS原理中的知识点，并简要说明你对二者的含义，关系，差异等方面的理解（也可能出现实验中的知识点没有对应的原理知识点）
- 列出你认为OS原理中很重要，但在实验中没有对应上的知识点
实验执行流程概述
首先简单叙述一下lab5整个实验的执行流程，以及它与lab4之间的区别。
一开始的执行流程都和lab4一样，同样的初始化工作，在proc_init中创建了第零个内核线程idleproc，以及在idleproc线程中创建了第一个内核线程init_main。最后，idleproc通过调用cpu_idle函数将CPU的控制权切换到init_main。
切换到init_main后，lab4中只是简单地打印了一些内容，然后就结束退出了。但是在lab5中，init_main的工作就没有这么简单了。它又调用了kernel_thread创建了第二个内核线程user_main，并且通过调用调度函数将控制权切换到user_main。
在user_main中，进行的主要工作是将这个内核线程打造成一个用户进程。为此，它调用了do_execve函数，其中首先将当前进程的内存资源清空，然后在load_icode函数中将要执行的用户程序加载到了当前进程的内存空间中，并且进行了其他一些资源分配工作。最后通过中断帧tf的设置，实现了CPU从内核空间向用户空间的切换。
下面将就上面的这些步骤，给出具体的分析。
用户进程的加载与执行
user_main内核线程中，首先是通过宏调用了kernel_execve函数，其函数体如下：
static int
kernel_execve(const char *name, unsigned char *binary, size_t size) {
int ret, len = strlen(name);
asm volatile (
"int %1;"
: "=a" (ret)
: "i" (T_SYSCALL), "0" (SYS_exec), "d" (name), "c" (len), "b" (binary), "D" (size)
: "memory");
return ret;
}
在该函数中，是通过系统调用INT 80调用了do_execve函数，关于系统调用的实现将在后面具体分析。do_execve函数的主要功能，就是将一个用户程序的elf格式文件加载到当前进程的内存空间中，并且让该用户程序在用户空间运行起来，整个过程非常类似bootloader加载ucore内核到内存中的情形。实际上，这也是原理课中讲过的，linux系统中，新建一个用户进程的常见方法，即首先调用fork系统调用，在fork系统调用中，会新建一个进程，并且把当前进程的内存空间，代码，状态等信息拷贝到新建的进程中，这样父进程和子进程几乎一模一样。随后，用户为了让新进程执行指定的代码，需要调用exec系统调用，来将指定的程序加载到新创建的进程中。
do_execve为了实现其功能，需要进行的操作？
do_execve为了将指定的程序加载到刚刚fork产生的新进程中，首先肯定是需要释放现有的内存空间，因为现有的内存空间都是复制当前进程的父进程的，对于该进程后续的执行没有任何作用，因此首先需要将这部分不需要的资源归还给操作系统，这部分操作对应了do_execve函数的前半部分，具体的代码如下：
int
do_execve(const char *name, size_t len, unsigned char *binary, size_t size) {
......
if (mm != NULL) {
lcr3(boot_cr3);
if (mm_count_dec(mm) == 0) {
exit_mmap(mm);
put_pgdir(mm);
mm_destroy(mm);
}
current->mm = NULL;
}
int ret;
if ((ret = load_icode(binary, size)) != 0) {
goto execve_exit;
}
......
其中的exit_mmap，put_pgdir，mm_destroy依次对应了释放进程的用户地址空间，释放进程的页表占用的空间，释放进程的mm_struct占用的空间。需要注意的是这里还有一个mm_count_dec函数，是将mm_struct.mm_count递减，该字段用来表示使用该mm_struct的进程数量，因为多个进程可以共用同一个页表以及虚拟地址空间。
清空了内存空间以后，就可以要求操作系统分配新的内存空间，以将当前进程要执行的程序加载到新的内存空间中。这部分的操作类似于bootloader中将内核加载到内存中的过程，主要原理就是利用elf文件的头部，将程序的各个段依次读出，并且拷贝到内存空间中，对应了load_icode大部分的操作，因为太长，并且涉及到比较底层的知识，这里就不贴代码了，可以自己去查看一下。
在将要执行的用户代码加载到它的用户内存空间后，就可以让它运行起来了。由于是用户进程，在此之前还需要为它分配它的用户栈，代码如下：
//(4) build user stack memory
vm_flags = VM_READ | VM_WRITE | VM_STACK;
if ((ret = mm_map(mm, USTACKTOP - USTACKSIZE, USTACKSIZE, vm_flags, NULL)) != 0) {
goto bad_cleanup_mmap;
}
assert(pgdir_alloc_page(mm->pgdir, USTACKTOP-PGSIZE , PTE_USER) != NULL);
assert(pgdir_alloc_page(mm->pgdir, USTACKTOP-2*PGSIZE , PTE_USER) != NULL);
assert(pgdir_alloc_page(mm->pgdir, USTACKTOP-3*PGSIZE , PTE_USER) != NULL);
assert(pgdir_alloc_page(mm->pgdir, USTACKTOP-4*PGSIZE , PTE_USER) != NULL);
可以看到，这里的用户栈的栈底是USTACKTOP，它实际上就是用户虚拟内存空间的顶部USERTOP，用户栈的大小是USTACKSZIE，为256个页面大小，并且预先为该进程分配了4个物理页帧作为它的用户栈。之前我还以为是所有用户进程一起使用这256页大小的用户栈空间，后来才想明白每个用户进程的栈都是从USTACKTOP起始，大小为256个页面大小。因为这里使用的都是虚拟地址啊，并且引入了页面置换机制，所以尽管不同的用户进程的用户栈拥有相同的虚拟地址，它们却会被映射到不同的物理地址上。这样一来，我就明白为什么会有栈溢出这么一回事儿了，因为物理内存空间是有限的，多道程序系统又会同时运行许多应用程序，如果每个应用程序都占用过大的栈空间，CPU的并行性或者效率就会降低，所以需要为用户栈的大小设置一个上限，一旦超过了这个上限，比如建立了一个大数组，当然就会出现stack overflow了。
此后，就需要正确设置中断帧tf，利用中断返回机制让用户程序进入运行了。
加载应用程序并执行（需要编码）
do_execv函数调用load_icode（位于kern/process/proc.c中）来加载并解析一个处于内存中的ELF执行文件格式的应用程序，建立相应的用户内存空间来放置应用程序的代码段、数据段等，且要设置好proc_struct结构中的成员变量trapframe中的内容，确保在执行此进程后，能够从应用程序设定的起始执行地址开始执行。需设置正确的trapframe内容。
请在实验报告中简要说明你的设计实现过程。
请在实验报告中描述当创建一个用户态进程并加载了应用程序后，CPU是如何让这个应用程序最终在用户态执行起来的。即这个用户态进程被ucore选择占用CPU执行（RUNNING态）到具体执行应用程序第一条指令的整个经过
中断帧的设置
不知道还有没有人记得，一开始我就描述了user_main内核线程是通过系统调用INT 80，来调用do_execve函数的，它为什么非要通过系统调用呢？要知道这可是一个内核线程啊，它可以直接调用do_execve的。因此，它通过系统调用的目的，其实就是为了最后这一步内核线程向用户进程的切换。
user_main是通过系统调用来调用do_execve函数的，因此它当前的中断帧其实就是在中断机制中，由硬件和操作系统所设置的，设置这个中断帧的目的是在中断返回时，可以正确返回到应用进程被中断的那一条指令。所以，我们只需要修改这里的中断帧，就可以在iret时，不要回到user_main函数中，而是跳转到前面我们已经加载到内存中的用户程序中，这样就可以实现用户应用程序被操作系统执行。
这样，我们这里的主要工作，就是要正确设置中断帧，让它表示用户程序的第一条指令。其中包括：
- 段寄存器的设置：由于是用户进程，应该正确设置段选择子中的
CPL了，简单说来就是让这里的CS = USER_CS，DS = SS = ES = USER_DS。 ip的设置：cs:ip应该指向用户进程的第一条指令，即ip = elf->e_entry。esp的设置：只有在涉及到特权级切换时，才会由硬件压栈的用户栈栈顶指针esp，此时应该指向刚设置的用户栈的栈顶，即esp = USTACKTOP。- 状态字
flags的设置：由于刚开始执行，也没有什么保存的状态，就设置为可以被中断FL_IF就可以了。
完成这样的设置后，只需要执行到中断返回时的iret，就可以实现用户应用程序的执行了。具体的代码如下：
//(6) setup trapframe for user environment
struct trapframe *tf = current->tf;
memset(tf, 0, sizeof(struct trapframe));
tf->tf_cs = USER_CS;
tf->tf_ds = USER_DS;
tf->tf_es = USER_DS;
tf->tf_ss = USER_DS;
tf->tf_esp = USTACKTOP;
tf->tf_eip = elf->e_entry;
tf->tf_eflags = FL_IF;
ret = 0;
out:
return ret;
至此，lab5的基本执行流程就已经分析完了，后面就其中的一些函数与功能的具体实现来进行分析。
练习2: 父进程复制自己的内存空间给子进程（需要编码）
创建子进程的函数do_fork在执行中将拷贝当前进程（即父进程）的用户内存地址空间中的合法内容到新进程中（子进程），完成内存资源的复制。具体是通过copy_range函数（位于kern/mm/pmm.c中）实现的，请补充copy_range的实现，确保能够正确执行。
请在实验报告中简要说明如何设计实现”Copy on Write 机制“，给出概要设计，鼓励给出详细设计。
Copy-on-write（简称COW）的基本概念是指如果有多个使用者对一个资源A（比如内存块）进行读操作，则每个使用者只需获得一个指向同一个资源A的指针，就可以该资源了。若某使用者需要对这个资源A进行写操作，系统会对该资源进行拷贝操作，从而使得该“写操作”使用者获得一个该资源A的“私有”拷贝—资源B，可对资源B进行写操作。该“写操作”使用者对资源B的改变对于其他的使用者而言是不可见的，因为其他使用者看到的还是资源A。
用户内存空间的复制
在do_fork中，需要完成将父进程的用户内存空间复制到子进程中，它通过调用mm_copy来完成这个工作。在mm_copy中，存在两个模式，一种是父子进程共享(share)内存空间，在这种情况下，只需要将父进程的mm赋值给子进程的mm就可以了；另一种是拷贝内存空间(duplicate)，也就是我们这里的情况，是通过调用dup_mmap函数来实现的。
为了实现内存空间的拷贝，需要做哪些工作呢？内存空间的拷贝包括虚拟内存空间拷贝和物理内存空间拷贝。实际上，完全可以不用拷贝虚拟内存空间，但是既然do_fork的语义是fork，似乎还是保持父子进程几乎完全相同比较好；此外，反正虚拟内存空间都是每个进程所独有的，与其他进程没有任何关系，其实怎么设置都不是很有关系，既然如此不如直接拷贝还更加方便。
所以第一步的操作就是虚拟内存空间的拷贝。为此，只需要将父进程的mm中的各个vma_struct，依次拷贝到子进程新建的mm中，这部分内容在dup_mmap函数中的前半部分实现。具体的代码如下：
int
dup_mmap(struct mm_struct *to, struct mm_struct *from) {
assert(to != NULL && from != NULL);
list_entry_t *list = &(from->mmap_list), *le = list;
while ((le = list_prev(le)) != list) {
struct vma_struct *vma, *nvma;
vma = le2vma(le, list_link);
nvma = vma_create(vma->vm_start, vma->vm_end, vma->vm_flags);
if (nvma == NULL) {
return -E_NO_MEM;
}
insert_vma_struct(to, nvma);
bool share = 0;
if (copy_range(to->pgdir, from->pgdir, vma->vm_start, vma->vm_end, share) != 0) {
return -E_NO_MEM;
}
}
return 0;
}
可以看到，在dup_mmap中，就是遍历父进程mm中的各个vma_struct，将它们逐个拷贝给子进程。随后调用copy_range函数来实现物理内存空间的拷贝。
为了实现物理内存空间的拷贝，只需要使用get_pte函数遍历父进程的每一个物理页帧，每有一个这样的物理页帧，就为子进程分配一个新的内存空间，并且将该父进程页帧中的内容通过memcpy拷贝到子进程新分配的空间中。最后，在将子进程新分配的页帧的起始地址填入到子进程的页表中，这样就完成了一个物理页帧的拷贝。具体的代码如下：
int
copy_range(pde_t *to, pde_t *from, uintptr_t start, uintptr_t end, bool share) {
assert(start % PGSIZE == 0 && end % PGSIZE == 0);
assert(USER_ACCESS(start, end));
// copy content by page unit.
do {
//call get_pte to find process A's pte according to the addr start
pte_t *ptep = get_pte(from, start, 0), *nptep;
if (ptep == NULL) {
start = ROUNDDOWN(start + PTSIZE, PTSIZE);
continue ;
}
//call get_pte to find process B's pte according to the addr start. If pte is NULL, just alloc a PT
if (*ptep & PTE_P) {
if ((nptep = get_pte(to, start, 1)) == NULL) {
return -E_NO_MEM;
}
uint32_t perm = (*ptep & PTE_USER);
//get page from ptep
struct Page *page = pte2page(*ptep);
// alloc a page for process B
struct Page *npage=alloc_page();
assert(page!=NULL);
assert(npage!=NULL);
int ret=0;
void* src_kvaddr = page2kva(page);
void* dst_kvaddr = page2kva(npage);
memcpy(dst_kvaddr, src_kvaddr, PGSIZE);
page_insert(to, npage, start, perm);
assert(ret == 0);
}
start += PGSIZE;
} while (start != 0 && start < end);
return 0;
}
COW机制实现
简单的版本的话，就是在do_fork函数中，只是让子进程拷贝父进程的地址空间。一旦父进程或者子进程试图写它们共享的空间，可以通过Page Fault机制，为该页新分配一个空间，并且修改对应进程的页表。这样，被修改的页就只有修改页的那个进程可以看到，对于其他进程修改都是不可见的。当然，要是具体实现的话，需要考虑许多问题，情况比较复杂，我以后再好好专研吧。
练习3: 阅读分析源代码，理解进程执行fork/exec/wait/exit的实现，以及系统调用的实现（不需要编码）
请在实验报告中简要说明你对fork/exec/wait/exit函数的分析。并回答如下问题：
- 请分析
fork/exec/wait/exit在实现中是如何影响进程的执行状态的？ - 请给出ucore中一个用户态进程的执行状态生命周期图（包执行状态，执行状态之间的变换关系，以及产生变换的事件或函数调用）。（字符方式画即可）
系统调用的实现
下面就以exit为例，来说明系统调用的实现。其他几个系统调用也是根据同样的方法实现的。
我们可以首先找到user/libs/ulib.c中的exit函数的实现：
void
exit(int error_code) {
sys_exit(error_code);
cprintf("BUG: exit failed.\n");
while (1);
}
可以看到，该函数是通过调用另一个用户态函数sys_exit函数来完成它的功能的。可以在user/libs/syscall.c中找到该函数：
static inline int
syscall(int num, ...) {
va_list ap;
va_start(ap, num);
uint32_t a[MAX_ARGS];
int i, ret;
for (i = 0; i < MAX_ARGS; i ++) {
a[i] = va_arg(ap, uint32_t);
}
va_end(ap);
asm volatile (
"int %1;"
: "=a" (ret)
: "i" (T_SYSCALL),
"a" (num),
"d" (a[0]),
"c" (a[1]),
"b" (a[2]),
"D" (a[3]),
"S" (a[4])
: "cc", "memory");
return ret;
}
int
sys_exit(int error_code) {
return syscall(SYS_exit, error_code);
}
看到这里应该就很明了了，原来在sys_exit函数中，是通过系统调用INT 80，通过中断机制来请求操作系统的服务。为了实现系统调用的中断机制，需要对中段描述符表（idt）做一些修改，使得系统调用0x80所对应的门描述符具有用户态访问的权限。此外，系统调用的门描述符类型（type）应该是陷阱门（trap gate）。修改后的idt_init函数如下：
/* idt_init - initialize IDT to each of the entry points in kern/trap/vectors.S */
void
idt_init(void) {
extern uintptr_t __vectors[];
uint32_t ix;
for(ix = 0; ix < 256; ++ix)
SETGATE(idt[ix], 0, KERNEL_CS, __vectors[ix], DPL_KERNEL);
lidt(&idt_pd);
SETGATE(idt[T_SYSCALL], 1, KERNEL_CS, __vectors[T_SYSCALL], DPL_USER);
}
完成中断描述符表的设置后，就可以通过硬件机制找到系统调用的服务程序的入口地址，从而根据系统调用的中断号#definie T_SYSCALL 0x80，在trap_dispatch函数中找到实际上的处理函数，这里的中断机制在lab1中就已经叙述过了。
static void
trap_dispatch(struct trapframe *tf){
......
switch(tf->tf_trapno){
......
case T_SYSCALL:
syscall();
break;
......
}
}
从而跳转到实际上的系统调用处理函数syscall中。那么这里产生了一个问题，所有的系统调用都是通过同一个中断号T_SYSCALL来进入系统调用处理函数的，这样又如何识别不同的系统调用呢？
事实上，在前面的代码就已经有所展示，系统调用所需要的各个参数，都已经保存在各个寄存器中了。因此，在syscall函数中，只要读取这几个特定的寄存器，就可以识别系统调用的类型，从而将参数传递给某个特定的系统调用处理函数。以这里的exit系统调用为例，通过syscall函数，
static int
sys_exit(uint32_t arg[]) {
int error_code = (int)arg[0];
return do_exit(error_code);
}
static int (*syscalls[])(uint32_t arg[]) = {
[SYS_exit] sys_exit,
[SYS_fork] sys_fork,
[SYS_wait] sys_wait,
[SYS_exec] sys_exec,
[SYS_yield] sys_yield,
[SYS_kill] sys_kill,
[SYS_getpid] sys_getpid,
[SYS_putc] sys_putc,
[SYS_pgdir] sys_pgdir,
};
#define NUM_SYSCALLS ((sizeof(syscalls)) / (sizeof(syscalls[0])))
void
syscall(void) {
struct trapframe *tf = current->tf;
uint32_t arg[5];
int num = tf->tf_regs.reg_eax;
if (num >= 0 && num < NUM_SYSCALLS) {
if (syscalls[num] != NULL) {
arg[0] = tf->tf_regs.reg_edx;
arg[1] = tf->tf_regs.reg_ecx;
arg[2] = tf->tf_regs.reg_ebx;
arg[3] = tf->tf_regs.reg_edi;
arg[4] = tf->tf_regs.reg_esi;
tf->tf_regs.reg_eax = syscalls[num](arg);
return ;
}
}
print_trapframe(tf);
panic("undefined syscall %d, pid = %d, name = %s.\n",
num, current->pid, current->name);
}
它将实际上跳转到sys_exit函数中，随后调用kern/process/proc.c中实现的do_exit函数来完成exit系统调用的处理。这里我们再看一下do_exit是如何真正地实现进程的退出的吧。
exit的实现
在原理课中讲过，当一个进程执行完毕需要退出时，将执行exit系统调用，从而在其中将它所占用的资源几乎全部归还给操作系统。为什么是几乎呢？因为归还资源的操作是它自己进行的，只要这个进程还存在，就至少还有进程控制块PCB的内存资源没有归还给操作系统。
随后，该进程还不能完全退出，而是进入ZOMBIE状态，即僵尸态。这是因为，它在完全退出之前，还需要唤醒父进程，并且等待它的父进程对它的处理，只有父进程完成对它处理，或者父进程不存在，比如已经退出了，该进程才能退出。这也是这里的do_exit需要一个error_code参数的原因，这样父进程就可以根据这个错误码的不同值，来完成不同的处理结果。在父进程完成对它的处理前，该进程需要调用调度函数schedule，让出CPU的控制权。
原理课上就讲到这么多，但是在ucore里面还做了进一步操作。因为当前要退出的进程有可能还有子进程，ucore还完成了这些子进程的移交，从而避免它们成为没有父进程的孩子。具体的操作就是将这些子进程【过继】给了第一个内核线程，其中主要就涉及到几个指针proc_struct.parent/cptr/optr/yptr的修改。需要指出的是，这里的cptr在进程具有多个孩子的情形下，总是指向最小的一个孩子。具体的代码如下：
// do_exit - called by sys_exit
// 1. call exit_mmap & put_pgdir & mm_destroy to free the almost all memory space of process
// 2. set process' state as PROC_ZOMBIE, then call wakeup_proc(parent) to ask parent reclaim itself.
// 3. call scheduler to switch to other process
int
do_exit(int error_code) {
if (current == idleproc) {
panic("idleproc exit.\n");
}
if (current == initproc) {
panic("initproc exit.\n");
}
struct mm_struct *mm = current->mm;
if (mm != NULL) {
lcr3(boot_cr3);
if (mm_count_dec(mm) == 0) {
exit_mmap(mm);
put_pgdir(mm);
mm_destroy(mm);
}
current->mm = NULL;
}
current->state = PROC_ZOMBIE;
current->exit_code = error_code;
bool intr_flag;
struct proc_struct *proc;
local_intr_save(intr_flag);
{
proc = current->parent;
if (proc->wait_state == WT_CHILD) {
wakeup_proc(proc);
}
while (current->cptr != NULL) {
proc = current->cptr;
current->cptr = proc->optr;
proc->yptr = NULL;
if ((proc->optr = initproc->cptr) != NULL) {
initproc->cptr->yptr = proc;
}
proc->parent = initproc;
initproc->cptr = proc;
if (proc->state == PROC_ZOMBIE) {
if (initproc->wait_state == WT_CHILD) {
wakeup_proc(initproc);
}
}
}
}
local_intr_restore(intr_flag);
schedule();
panic("do_exit will not return!! %d.\n", current->pid);
}
wait的实现
在原理课中讲到，当父进程需要等待某一个子进程退出，该子进程退出之后，父进程才能继续执行。在这种情况下，就应该使用wait系统调用。wait系统调用的实现和exit一样，都是一步步通过中断机制，分发到系统调用总控函数syscall，然后再调用实质性的处理函数do_wait，它也在kern/process/proc.s中实现。
在do_wait中，进行的主要工作就是查询当前进程是否有某个子进程进入了ZOMBIE态，如果当前就已经有ZOMBIE态的子进程，则立即对它进行处理，并且返回退出。如果还没有ZOMBIE态的子进程，当前进程就会被挂起，进入等待态(SLEEPING)，并且不能自己苏醒，必须某个子进程退出才会唤醒该进程。
对子进程的处理，主要是释放它占用的内存资源，即它的进程控制块PCB，以及内核堆栈。do_wait的具体实现如下：
// do_wait - wait one OR any children with PROC_ZOMBIE state, and free memory space of kernel stack
// - proc struct of this child.
// NOTE: only after do_wait function, all resources of the child process are free.
int
do_wait(int pid, int *code_store) {
struct mm_struct *mm = current->mm;
if (code_store != NULL) {
if (!user_mem_check(mm, (uintptr_t)code_store, sizeof(int), 1)) {
return -E_INVAL;
}
}
struct proc_struct *proc;
bool intr_flag, haskid;
repeat:
haskid = 0;
if (pid != 0) {
proc = find_proc(pid);
if (proc != NULL && proc->parent == current) {
haskid = 1;
if (proc->state == PROC_ZOMBIE) {
goto found;
}
}
}
else {
proc = current->cptr;
for (; proc != NULL; proc = proc->optr) {
haskid = 1;
if (proc->state == PROC_ZOMBIE) {
goto found;
}
}
}
if (haskid) {
current->state = PROC_SLEEPING;
current->wait_state = WT_CHILD;
schedule();
if (current->flags & PF_EXITING) {
do_exit(-E_KILLED);
}
goto repeat;
}
return -E_BAD_PROC;
found:
if (proc == idleproc || proc == initproc) {
panic("wait idleproc or initproc.\n");
}
if (code_store != NULL) {
*code_store = proc->exit_code;
}
local_intr_save(intr_flag);
{
unhash_proc(proc);
remove_links(proc);
}
local_intr_restore(intr_flag);
put_kstack(proc);
kfree(proc);
return 0;
}
要注意do_wait要传入一个pid参数，当pid不等于零时，表示等待具有该pid的某个特定进程；当pid等于零时，任何子进程的退出都会受到处理。
在前面已经分析过do_fork以及do_execve的实现了，这里不再赘述。关于它们是如何影响进程的状态的，可以看看我丑陋的字符画。
child exit
|--------------------SLEEPING
| ^
| | wait
fork V schedule |
UNINIT --------> RUNNABLE <----------> RUNNING
exec |
| exit
V
ZOMBIE
进程的切换与退出
之前我一直很迷惑，这里ucore的进程怎么实现切换的，最后又是怎么退出的，一开始感觉非常神奇，后来发现原来是最朴素的策略。原来这里根本就没有什么所谓的时间片轮转算法，没有抢占机制，一切的切换都是进程自己主动通过系统调用执行的。
例如一个进程切换到另一个进程，只有下面几种可能性：
- 主动调用
schedule，实现进程的切换。 - 通过
do_wait函数，在没有子进程退出时，会调用schedule来完成切换。 - 通过
do_exit函数，进入ZOMBIE状态后，会调用schedule来完成切换。
此外，进程的退出也是一样，都是自己调用了exit系统调用来退出的，这和我们正常的系统不一样，所以一开始不能理解。我们实际用的系统，对于我平时写的沙雕程序，应该是系统或者编译器自动在程序结束时添加了系统调用exit，来退出的。