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Lab5 Report
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===========
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## 实验目的
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+ 了解第一个用户进程创建过程
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+ 了解系统调用框架的实现机制
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+ 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
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## 实验内容
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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。
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## 练习
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对实验报告的要求：
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+ 基于markdown格式来完成，以文本方式为主
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+ 填写各个基本练习中要求完成的报告内容
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+ 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
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+ 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）
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+ 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
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## 实验执行流程概述
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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。
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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`。
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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`。
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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。
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下面将就上面的这些步骤，给出具体的分析。
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## 用户进程的加载与执行
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`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：
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```c
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static int
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kernel_execve(const char *name, unsigned char *binary, size_t size) {
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int ret, len = strlen(name);
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asm volatile (
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"int %1;"
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: "=a" (ret)
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: "i" (T_SYSCALL), "0" (SYS_exec), "d" (name), "c" (len), "b" (binary), "D" (size)
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: "memory");
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return ret;
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}
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```
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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。
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> `do_execve`为了实现其功能，需要进行的操作？
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`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：
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```c
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int
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do_execve(const char *name, size_t len, unsigned char *binary, size_t size) {
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......
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if (mm != NULL) {
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lcr3(boot_cr3);
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if (mm_count_dec(mm) == 0) {
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exit_mmap(mm);
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put_pgdir(mm);
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mm_destroy(mm);
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}
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current->mm = NULL;
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}
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int ret;
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if ((ret = load_icode(binary, size)) != 0) {
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goto execve_exit;
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}
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......
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```
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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。
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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。
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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：
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```c
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//(4) build user stack memory
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vm_flags = VM_READ | VM_WRITE | VM_STACK;
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if ((ret = mm_map(mm, USTACKTOP - USTACKSIZE, USTACKSIZE, vm_flags, NULL)) != 0) {
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goto bad_cleanup_mmap;
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}
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assert(pgdir_alloc_page(mm->pgdir, USTACKTOP-PGSIZE , PTE_USER) != NULL);
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assert(pgdir_alloc_page(mm->pgdir, USTACKTOP-2*PGSIZE , PTE_USER) != NULL);
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assert(pgdir_alloc_page(mm->pgdir, USTACKTOP-3*PGSIZE , PTE_USER) != NULL);
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assert(pgdir_alloc_page(mm->pgdir, USTACKTOP-4*PGSIZE , PTE_USER) != NULL);
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```
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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。
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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。
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### 加载应用程序并执行（需要编码）
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`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。
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请在实验报告中简要说明你的设计实现过程。
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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
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> 中断帧的设置
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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。
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`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。
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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：
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+ 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`。
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+ `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`。
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+ `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`。
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+ 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。
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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：
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```c
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//(6) setup trapframe for user environment
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struct trapframe *tf = current->tf;
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memset(tf, 0, sizeof(struct trapframe));
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tf->tf_cs = USER_CS;
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tf->tf_ds = USER_DS;
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tf->tf_es = USER_DS;
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tf->tf_ss = USER_DS;
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tf->tf_esp = USTACKTOP;
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tf->tf_eip = elf->e_entry;
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tf->tf_eflags = FL_IF;
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ret = 0;
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out:
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return ret;
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```
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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。
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## 练习2: 父进程复制自己的内存空间给子进程（需要编码）
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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。
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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。
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> 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。
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### 用户内存空间的复制
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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。
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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。
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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：
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```c
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int
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dup_mmap(struct mm_struct *to, struct mm_struct *from) {
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assert(to != NULL && from != NULL);
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list_entry_t *list = &(from->mmap_list), *le = list;
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while ((le = list_prev(le)) != list) {
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struct vma_struct *vma, *nvma;
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vma = le2vma(le, list_link);
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nvma = vma_create(vma->vm_start, vma->vm_end, vma->vm_flags);
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if (nvma == NULL) {
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return -E_NO_MEM;
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}
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insert_vma_struct(to, nvma);
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bool share = 0;
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if (copy_range(to->pgdir, from->pgdir, vma->vm_start, vma->vm_end, share) != 0) {
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return -E_NO_MEM;
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}
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}
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return 0;
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}
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```
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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。
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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：
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```c
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int
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copy_range(pde_t *to, pde_t *from, uintptr_t start, uintptr_t end, bool share) {
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assert(start % PGSIZE == 0 && end % PGSIZE == 0);
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assert(USER_ACCESS(start, end));
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// copy content by page unit.
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do {
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//call get_pte to find process A's pte according to the addr start
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pte_t *ptep = get_pte(from, start, 0), *nptep;
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if (ptep == NULL) {
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start = ROUNDDOWN(start + PTSIZE, PTSIZE);
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continue ;
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}
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//call get_pte to find process B's pte according to the addr start. If pte is NULL, just alloc a PT
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if (*ptep & PTE_P) {
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if ((nptep = get_pte(to, start, 1)) == NULL) {
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return -E_NO_MEM;
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}
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uint32_t perm = (*ptep & PTE_USER);
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//get page from ptep
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struct Page *page = pte2page(*ptep);
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// alloc a page for process B
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struct Page *npage=alloc_page();
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assert(page!=NULL);
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assert(npage!=NULL);
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int ret=0;
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void* src_kvaddr = page2kva(page);
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void* dst_kvaddr = page2kva(npage);
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memcpy(dst_kvaddr, src_kvaddr, PGSIZE);
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page_insert(to, npage, start, perm);
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assert(ret == 0);
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||
}
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start += PGSIZE;
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} while (start != 0 && start < end);
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return 0;
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||
}
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```
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### `COW`机制实现
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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。
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## 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）
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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：
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+ 请分析`fork/exec/wait/exit`在实现中是如何影响进程的执行状态的？
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+ 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）
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### 系统调用的实现
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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。
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我们可以首先找到`user/libs/ulib.c`中的`exit`函数的实现：
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```c
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void
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exit(int error_code) {
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||
sys_exit(error_code);
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cprintf("BUG: exit failed.\n");
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while (1);
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||
}
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||
```
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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：
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```c
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static inline int
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||
syscall(int num, ...) {
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||
va_list ap;
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va_start(ap, num);
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||
uint32_t a[MAX_ARGS];
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||
int i, ret;
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||
for (i = 0; i < MAX_ARGS; i ++) {
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||
a[i] = va_arg(ap, uint32_t);
|
||
}
|
||
va_end(ap);
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||
|
||
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);
|
||
}
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||
```
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||
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：
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```c
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||
/* idt_init - initialize IDT to each of the entry points in kern/trap/vectors.S */
|
||
void
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||
idt_init(void) {
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||
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);
|
||
}
|
||
```
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||
|
||
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。
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||
```c
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||
static void
|
||
trap_dispatch(struct trapframe *tf){
|
||
......
|
||
switch(tf->tf_trapno){
|
||
......
|
||
case T_SYSCALL:
|
||
syscall();
|
||
break;
|
||
......
|
||
}
|
||
}
|
||
```
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||
|
||
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？
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||
|
||
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，
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||
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||
```c
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||
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
|
||
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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。
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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。
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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：
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```c
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// do_exit - called by sys_exit
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// 1. call exit_mmap & put_pgdir & mm_destroy to free the almost all memory space of process
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// 2. set process' state as PROC_ZOMBIE, then call wakeup_proc(parent) to ask parent reclaim itself.
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// 3. call scheduler to switch to other process
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int
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do_exit(int error_code) {
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if (current == idleproc) {
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panic("idleproc exit.\n");
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}
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if (current == initproc) {
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panic("initproc exit.\n");
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}
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struct mm_struct *mm = current->mm;
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if (mm != NULL) {
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lcr3(boot_cr3);
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if (mm_count_dec(mm) == 0) {
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exit_mmap(mm);
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put_pgdir(mm);
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mm_destroy(mm);
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}
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current->mm = NULL;
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}
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current->state = PROC_ZOMBIE;
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current->exit_code = error_code;
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bool intr_flag;
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struct proc_struct *proc;
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local_intr_save(intr_flag);
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{
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proc = current->parent;
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if (proc->wait_state == WT_CHILD) {
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wakeup_proc(proc);
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}
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while (current->cptr != NULL) {
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proc = current->cptr;
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current->cptr = proc->optr;
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proc->yptr = NULL;
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if ((proc->optr = initproc->cptr) != NULL) {
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initproc->cptr->yptr = proc;
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}
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proc->parent = initproc;
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initproc->cptr = proc;
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if (proc->state == PROC_ZOMBIE) {
|
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if (initproc->wait_state == WT_CHILD) {
|
||
wakeup_proc(initproc);
|
||
}
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}
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}
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||
}
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local_intr_restore(intr_flag);
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schedule();
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panic("do_exit will not return!! %d.\n", current->pid);
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}
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```
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### `wait`的实现
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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。
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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。
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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：
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```c
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// do_wait - wait one OR any children with PROC_ZOMBIE state, and free memory space of kernel stack
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// - proc struct of this child.
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// NOTE: only after do_wait function, all resources of the child process are free.
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int
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do_wait(int pid, int *code_store) {
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struct mm_struct *mm = current->mm;
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if (code_store != NULL) {
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if (!user_mem_check(mm, (uintptr_t)code_store, sizeof(int), 1)) {
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return -E_INVAL;
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}
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}
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struct proc_struct *proc;
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bool intr_flag, haskid;
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repeat:
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haskid = 0;
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if (pid != 0) {
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proc = find_proc(pid);
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if (proc != NULL && proc->parent == current) {
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haskid = 1;
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||
if (proc->state == PROC_ZOMBIE) {
|
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goto found;
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}
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||
}
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||
}
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||
else {
|
||
proc = current->cptr;
|
||
for (; proc != NULL; proc = proc->optr) {
|
||
haskid = 1;
|
||
if (proc->state == PROC_ZOMBIE) {
|
||
goto found;
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||
}
|
||
}
|
||
}
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if (haskid) {
|
||
current->state = PROC_SLEEPING;
|
||
current->wait_state = WT_CHILD;
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||
schedule();
|
||
if (current->flags & PF_EXITING) {
|
||
do_exit(-E_KILLED);
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||
}
|
||
goto repeat;
|
||
}
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return -E_BAD_PROC;
|
||
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||
found:
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||
if (proc == idleproc || proc == initproc) {
|
||
panic("wait idleproc or initproc.\n");
|
||
}
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||
if (code_store != NULL) {
|
||
*code_store = proc->exit_code;
|
||
}
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||
local_intr_save(intr_flag);
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||
{
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unhash_proc(proc);
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remove_links(proc);
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||
}
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local_intr_restore(intr_flag);
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put_kstack(proc);
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kfree(proc);
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return 0;
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||
}
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```
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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。
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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。
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```
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child exit
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|--------------------SLEEPING
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| ^
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| | wait
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fork V schedule |
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UNINIT --------> RUNNABLE <----------> RUNNING
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exec |
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| exit
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V
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ZOMBIE
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```
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### `fork`系统调用的实现
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在`lab4_report`中已经阐述了`do_fork`函数的实现，但是这里还有一个问题，在原理课上老师讲到，通过`fork`系统调用创建的子进程和父进程几乎完全相同，在被调度后子进程会从父进程被中断的地方开始执行，这是怎么实现的呢？此外，为了区分开父进程和子进程，可以通过`fork`系统调用的返回值，即父进程的返回值为子进程的`pid`，子进程的返回值为0，如下面的代码：
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```c
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main(){
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.......
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int pid = fork();
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if(pid == 0){//child process goes here
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exec_status = exec("calc", arg0, arg1, ...);
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......
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}else{//parent process goes here
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||
......
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||
}
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||
}
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```
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又是如何实现父进程的子进程的返回值不一样的呢？接下来我们将一步一步分析`fork`系统调用实现的步骤。
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如前面所说的那样，用户进程调用`fork()`时，会转到用户态系统调用库`user/libs/syscall.c(h)`，在其中会由`syscall`函数调用`INT 80`来请求操作系统的`fork`服务，之后CPU的控制权就转交给了中断服务程序，这里涉及到当前进程（父进程）中断帧的保存，最终实际的`fork`操作由`kern/process/proc.c::do_fork`来完成，`kern/syscall/syscall.c::sys_fork`的实现如下：
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```c
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static int
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sys_fork(uint32_t arg[]) {
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struct trapframe *tf = current->tf;
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uintptr_t stack = tf->tf_esp;
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return do_fork(0, stack, tf);
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}
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```
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可以看到，调用`do_fork`函数的参数分别是当前进程的用户堆栈`tf->tf_esp`以及中断帧。在`lab4`中已经实现了这个`do_fork`函数，在其中会进行一系列的资源拷贝工作。在`copy_thread`函数中，会把父进程的`tf`拷贝到子进程的`tf`当中。但是，子进程的上下文信息`context`仍然是设置到`forkret`。
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到目前为止，我们应该可以看出子进程是如何在父进程中断的地方继续执行的了。子进程被调度后，通过`forkret`，转到中断返回函数，在其中通过`iret`将保存了父进程中断帧的`tf`加载到寄存器当中，这样就相当于恢复了父进程的中断现场。
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但是还有一点，它们的返回值是如何做到不同的呢？事实上，注意到在`user/libs/syscall`中，有
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```asm
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asm volatile (
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"int %1;"
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: "=a" (ret)
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: "i" (T_SYSCALL),
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"a" (num),
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"d" (a[0]),
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"c" (a[1]),
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"b" (a[2]),
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"D" (a[3]),
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"S" (a[4])
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: "cc", "memory");
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```
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可以看到，`INT 80`的返回值是保存在`eax`寄存器当中的，对于父进程，这个返回值就是`do_fork`的返回值，即子进程的`pid`。而对于子进程而言，注意到在`copy_thread`当中，是将中断帧的`tf_regs.reg_eax`设置为零的：
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```c
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static void
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copy_thread(struct proc_struct *proc, uintptr_t esp, struct trapframe *tf) {
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proc->tf = (struct trapframe *)(proc->kstack + KSTACKSIZE) - 1;
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*(proc->tf) = *tf;
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proc->tf->tf_regs.reg_eax = 0;
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||
proc->tf->tf_esp = esp;
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proc->tf->tf_eflags |= FL_IF;
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||
proc->context.eip = (uintptr_t)forkret;
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proc->context.esp = (uintptr_t)(proc->tf);
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||
}
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```
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这样在中断返回时，这个零就会被加载到`eax`寄存器中，从而子进程的`fork`返回值就是零了。
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## 进程的切换与退出
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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。
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例如一个进程切换到另一个进程，只有下面几种可能性：
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+ 主动调用`schedule`，实现进程的切换。
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+ 通过`do_wait`函数，在没有子进程退出时，会调用`schedule`来完成切换。
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+ 通过`do_exit`函数，进入`ZOMBIE`状态后，会调用`schedule`来完成切换。
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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。
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