Project 2: User Program¶
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急了急了急了
强烈建议从未修改的框架代码版本开始写 Project 2, 由于 Project 1 涉及到对 thread, semaphore, lock 等的修改, 可能在 Project 2 导致未知错误.
Overview
- Task1 : print termination messages
- Task2 : argument passing
- Task3 : system calls
- Task4 : deny writes to executables
调试¶
为了将可执行文件写入 pintos 的虚拟硬盘, 需要添加参数 -p tests/userprog/filename -a filename, 每个文件增加一组上述形式的参数.
分析¶
在 tests/userprog/Make.tests 内有此 project 的自测数据点.
tests/userprog/args-none_SRC = tests/userprog/args.c
tests/userprog/args-single_SRC = tests/userprog/args.c
tests/userprog/args-multiple_SRC = tests/userprog/args.c
tests/userprog/args-many_SRC = tests/userprog/args.c
tests/userprog/args-dbl-space_SRC = tests/userprog/args.c
前面几个测试用到了 args.c
test_name = "args";
msg ("begin");
msg ("argc = %d", argc);
for (i = 0; i <= argc; i++)
if (argv[i] != NULL)
msg ("argv[%d] = '%s'", i, argv[i]); // 需要把 arg 分隔开
else
msg ("argv[%d] = null", i);
msg ("end");
return 0; // 我该怎么得到你, 亲爱的返回值?
主要内容为打印命令行参数, 也就是需要实现为 user program 传参.
分析调用过程: 在 threads/init.c 中, main() -> run_actions() -> run_task() -> process_wait (process_execute (task))
看一下 process_wait()
按照注释里的内容, 这个函数作用是等待编号 child_tid 线程的运行结果, 如果 那个线程被系统中止/传入的 tid 不存在/传入的 tid 代表的进程不是目前线程的子进程/这个线程已经有一个 process_wait() 在等待它 则返回 -1, 否则返回它通过 exit 传递的返回值.
文件系统限制¶
- 可能并发访问文件, 考虑加锁
- 文件大小固定, 控制文件名长度不超过 14 字符
- 没有虚拟内存, 文件必须占用连续的物理内存, 合理分配和回收
Task 1¶
在一个进程退出时输出中止信息 (名称, exit code)
在 process.c 内查找发现有一个 process_exit(), 用于释放一个进程分配的资源, 这个函数在 thread_exit() 被调用, 由于 pintos 的一个进程下没有多线程, 所以直接用该线程的 exit 代表.
于是需要在 process_exit() 内加上信息打印.
进程名称来自线程名称, 在 process_excute() 内打印, 发现 file_name 不仅传入了要运行的文件的名称, 还有运行参数, 是一行完整的指令, 需要手动按空格分离函数名和以空格 (可能多个空格) 分隔开的每个 command line args.
process_execute() 内, palloc_get_page(0) 获得了 kernel pool 的一个 page, 存储完整的命令, 在 start_process() 中 load() 加载可执行文件完毕后将其释放, thread 中的 name 使用 memcpy 复制到字符数组, 而 command line args 需要直接压到栈里面, 所以说可以通过在前面分配, 在 start_process() 内释放的形式临时保存命令行语句.
这样, 在 process_execute() 时直接分割出可执行文件名称, 作为线程名称即可.
你说得对, 但是我返回值呢?
做不了一点, 看下一个 task
Task 2¶
为 user program 传参.
首先为了让 progress 跑起来, 把 progress_wait() 改成 while(1) 死循环, 防止被终止, 以后再实现正常的 wait.
看完文档的例子:
| Address | Name | Data | Type |
|---|---|---|---|
| 0xbfffffc | argv[3][...] | bar\0 | char[4] |
| 0xbfffff8 | argv[2][...] | foo\0 | char[4] |
| 0xbfffff5 | argv[1][...] | -l\0 | char[3] |
| 0xbffffed | argv[0][...] | /bin/ls\0 | char[8] |
| 0xbffffec | word-align | 0 | uint8_t |
| 0xbffffe8 | argv[4] | 0 | char * |
| 0xbffffe4 | argv[3] | 0xbfffffc | char * |
| 0xbffffe0 | argv[2] | 0xbfffff8 | char * |
| 0xbffffdc | argv[1] | 0xbfffff5 | char * |
| 0xbffffd8 | argv[0] | 0xbffffed | char * |
| 0xbffffd4 | argv | 0xbffffd8 | char ** |
| 0xbffffd0 | argc | 4 | int |
| 0xbffffcc | return address | 0 | void (*)() |
指针最开始在 PHYS_BASE 的位置, 首先堆入每个 argv 的串的内容, 堆的时候指针向地址较小的方向移动, 保证每个串在内存上顺序, 且包含代表字符串结束的 \0, 串之间顺序无所谓, 保存地址指针.
然后进行对齐.
然后把 argv[i] 的地址, 以及 argv 的地址压入栈, 最后压入 argc 和 return address.
此时传参结束, 汇编跳转后调用
开始运行 user program. 此时会调用 syscall, 进入 syscall_handler 环节.
Task 3¶
实现 13 种 system call.
system call 属于内部中断, 和之前的 timer interrupt 等 CPU 外设备造成的中断不同.
首先查看 handler 如何处理 system call.
syscall_init() 保证了在程序使用 int 0x30 中断时调用 syscall_handler(), 查看 src/lib/user/syscall.c 宏, 使用汇编进行压栈, handler 需要从 intr_frame 获取信息.
确定调用种类¶
宏有 syscall0, syscall1, syscall2, syscall3 四种, 压栈 syscall 类型和参数, 则可以从 esp 指针获取 system call 类型, 然后再向高地址移动 esp 获取后面的参数.
syscall_id = *(int *)f->esp;
halt¶
无参数, 直接关机.
exit¶
一个参数, 为 user program 返回值.
问题: 进程在被 wait 之前调用 exit
需要适当保存一个进程所有子进程的 exit status. 如果将 exit status 保存在 struct thread 里面, 在 thread_exit() 时, 会释放这个结构, 无法保存 exit status.
考虑使用 thread/malloc 内实现的 malloc(), 这个函数在 kernel pool 内分配内存, 保证了父进程, 子进程都可以在内核态访问到, 且在进程终结时不会被立即释放, 可以等待父进程去释放.
在分配内容较少时, 避免使用 palloc_get_page(0)
Task 4¶
拒绝用户写入可执行文件.