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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()

int
process_wait (tid_t child_tid UNUSED) 
{
  return -1;
}

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

void
_start (int argc, char *argv[])
{
  exit (main (argc, argv));
}

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，exec，wait

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.

可能有如下几种情况：

  1. 子进程调用 exit，然后父进程调用 wait
  2. 父进程在子进程完成初始化之前调用 wait，访问了未初始化的内存
  3. 子进程创建过程中，加载可执行文件/分配内存失败，父进程调用 wait 需要得到合法的返回值
  4. 子进程已经被 wait，父进程再次调用 wait，应该返回 -1
  5. 父进程终止时子进程的返回情况不再被需要

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)

  1. 在 thread_create() 时, 为子进程分配内存, 返回 tid，初始化用于让父进程等待加载的一个信号量
  2. 父进程 sema_down() 等待子进程加载完毕
  3. 在子进程加载过程中，保存加载情况，保证中途加载失败然后 sema_up() 可以让父进程得知加载失败
  4. 为了实现 wait，为每个进程创建子进程列表，列表内元素负责保存子进程的 tid 和 exit status，且包含一个信号量，用于父进程等待子进程结束，在 wait 时，父进程 sema_up()，在子进程结束时，若父进程存活则找到父进程的列表里面对应元素，更新 exit status，然后 sema_up() 通知父进程
  5. 进程终止时，释放子进程列表

文件系统相关 syscall

包含 create, remove, open, filesize, read, write, seek, tell, close

实现一套为每个进程管理文件的文件描述符（file descriptor）体系。在打开文件时分配 fd，注意 fd 不能为 0, 1，这两个文件描述符用于标准输入输出。

在进程终止时，关闭所有文件，清空文件描述符表。

禁止访问非法地址

我采用了文档里面提到的：在实际访问之前，访问每个可能被用到的地址，如果有非法访问，触发 page fault，然后在 page fault handler 里面处理。

访问用到的函数在文档里面已经给出。在 syscall 需要任何读/写操作时，先全部访问一遍（字符串则需要访问每个字符），然后再进行操作。

错误的地址访问会触发 page fault，所有的 page fault 会被 userprog/excepion.c 中对应的 handler 处理，注意到原本的策略是使用 thread_exit()，现在实现了用户进程，改为使用 exit system call。根据 page_fault() 里面提供的 not_present，write，user 三个 flag 选择不同的处理方式即可。

Task 4

拒绝用户写入可执行文件.

在 load 加载完成后使用 filesys 下相应代码拒绝写入。

首先此时任何涉及到文件系统的代码都应该互斥，于是整体加一个 filesys_lock 保护, 在 filesys/filesys.h 内 extern struct lock filesys_lock; 方便调用.