说明

本文仅作为个人学习的记录，如果你还没有完成相应的实验，不建议阅读本文。

Traps

本实验分为三个部分，第一个部分是回答关于riscv的一些问题，按下不表；第二个部分是实现一个简单的backtrace，最后一个部分是实验的主体——实现一个定时器事件系统调用。

backtrace实现

了解riscv的ABI中关于stack frame的部分即可：

image-20210724172106610

fp中保存的是当前的stack frame的基址，fp-8位置保存的是返回地址，fp-16部分保存的是上一个fp。

判断当前fp是否是栈底部（xv6中给栈一共分配了一页的空间），如果不是，那么递归输出return address即可。

Alarm实现

Alarm分为两个部分——注册回调、返回。

注册回调

注册回调部分通过sigalarm实现，其传入tick period以及handler。其中tick period指明了过多少个tick调用一次回调函数，handler是回调函数的地址。

显然，我们需要在内核态保存关于当前tick的信息（实际上内核维护了一个cpu tick的信息，应该也可以使用这个值进行做差），同时记录handler的地址。每发生一次timer interrupt，tick++，当当前进程的tick period达到时，修改epc使得进程通过usertrapret()返回到handler中。

返回

当handler执行完成之后， 如果不做特殊处理，handler可能返回到一个莫名其妙的地方。我们希望handler执行完成之后，跳转回timer interrupt发生的现场继续执行——换而言之，我们需要在切换到handler的那一次usertrapret中记录当前的trapframe,通过调用sigreturn，恢复trapframe，从而跳转到timer interrupt的现场。

注意点

  1. handler在执行过程中不可以再次被打断（试想再次被打断，trapframe会被冲掉！也就回不到之前的现场了。当然可以用一个栈保存现场……）；

Lazy Page Allocation

其实我觉得xv6这个实验，你只要懂英文，照着manual做都能做满分

简单说来，需要在xv6 kernel上修改的核心内容：

  • sbrk系统调用：不再分配page，如果参数为负，需要减少page
  • usertrap：添加对page fault的处理
  • page fault: 判断合法性（是否是invalid page）后分配page
  • 内核中涉及address的地方：判断地址合法性