# 第五章．实验3：进程管理 ### 目录 - [5.1 实验3的基础知识](#fundamental) - [5.1.1 多任务环境下进程的封装](#subsec_process_structure) - [5.1.2 进程的换入与换出](#subsec_switch) - [5.1.3 就绪进程的管理与调度](#subsec_management) - [5.2 lab3_1 进程创建（fork）](#lab3_1_naive_fork) - [给定应用](#lab3_1_app) - [实验内容](#lab3_1_content) - [实验指导](#lab3_1_guide) - [5.3 lab3_2 进程yield](#lab3_2_yield) - [给定应用](#lab3_2_app) - [实验内容](#lab3_2_content) - [实验指导](#lab3_2_guide) - [5.4 lab3_3 循环轮转调度](#lab3_3_rrsched) - [给定应用](#lab3_3_app) - [实验内容](#lab3_3_content) - [实验指导](#lab3_3_guide) ## 5.1 实验3的基础知识 完成了实验1和实验2的读者，应该对PKE实验中的“进程”不会太陌生。因为实际上，我们从最开始的lab1_1开始就有了进程结构（struct process），只是在之前的实验中，进程结构中最重要的成员是trapframe和kstack，它们分别用来记录系统进入S模式前的进程上下文以及作为进入S模式后的操作系统栈。在实验3，我们将进入多任务环境，完成PKE实验环境下的进程创建、换入换出，以及进程调度相关实验。 ### 5.1.1 多任务环境下进程的封装 实验3跟之前的两个实验最大的不同，在于在实验3的3个基本实验中，PKE操作系统将需要支持多个进程的执行。为了对多任务环境进行支撑，PKE操作系统定义了一个“进程池”（见kernel/process.c文件）： ``` 34 process procs[NPROC]; ``` 实际上，这个进程池就是一个包含NPROC（=32，见kernel/process.h文件）个process结构的数组。 接下来，PKE操作系统对进程的结构进行了扩充（见kernel/process.h文件）： ``` 53 // points to a page that contains mapped_regions 54 mapped_region *mapped_info; 55 // next free mapped region in mapped_info 56 int total_mapped_region; 57 58 // process id 59 uint64 pid; 60 // process status 61 int status; 62 // parent process 63 struct process *parent; 64 // next queue element 65 struct process *queue_next; 66 67 // accounting 68 int tick_count; ``` - 前两项mapped_info和total_mapped_region用于对进程的虚拟地址空间（中的代码段、堆栈段等）进行跟踪，这些虚拟地址空间在进程创建（fork）时，将发挥重要作用。同时，这也是lab3_1的内容。PKE将进程可能拥有的段分为以下几个类型： ``` 29 enum segment_type { 30 CODE_SEGMENT, // ELF segment 31 DATA_SEGMENT, // ELF segment 32 STACK_SEGMENT, // runtime segment 33 CONTEXT_SEGMENT, // trapframe segment 34 SYSTEM_SEGMENT, // system segment 35 }; ``` 其中CODE_SEGMENT表示该段是从可执行ELF文件中加载的代码段，DATA_SEGMENT为从ELF文件中加载的数据段，STACK_SEGMENT为进程自身的栈段，CONTEXT_SEGMENT为保存进程上下文的trapframe所对应的段，SYSTEM_SEGMENT为进程的系统段，如所映射的异常处理段。 - pid是进程的ID号，具有唯一性； - status记录了进程的状态，PKE操作系统在实验3给进程规定了以下几种状态： ``` 20 enum proc_status { 21 FREE, // unused state 22 READY, // ready state 23 RUNNING, // currently running 24 BLOCKED, // waiting for something 25 ZOMBIE, // terminated but not reclaimed yet 26 }; ``` 其中，FREE为自由态，表示进程结构可用；READY为就绪态，即进程所需的资源都已准备好，可以被调度执行；RUNNING表示该进程处于正在运行的状态；BLOCKED表示进程处于阻塞状态；ZOMBIE表示进程处于“僵尸”状态，进程的资源可以被释放和回收。 - parent用于记录进程的父进程； - queue_next用于将进程链接进各类队列（比如就绪队列）； - tick_count用于对进程进行记账，即记录它的执行经历了多少次的timer事件，将在lab3_3中实现循环轮转调度时使用。 ### 5.1.2 进程的启动与终止 PKE实验中，创建一个进程需要先调用kernel/process.c文件中的alloc_process()函数： ``` 88 process* alloc_process() { 89 // locate the first usable process structure 90 int i; 91 92 for( i=0; i=NPROC ){ 96 panic( "cannot find any free process structure.\n" ); 97 return 0; 98 } 99 100 // init proc[i]'s vm space 101 procs[i].trapframe = (trapframe *)alloc_page(); //trapframe, used to save context 102 memset(procs[i].trapframe, 0, sizeof(trapframe)); 103 104 // page directory 105 procs[i].pagetable = (pagetable_t)alloc_page(); 106 memset((void *)procs[i].pagetable, 0, PGSIZE); 107 108 procs[i].kstack = (uint64)alloc_page() + PGSIZE; //user kernel stack top 109 uint64 user_stack = (uint64)alloc_page(); //phisical address of user stack bottom 110 procs[i].trapframe->regs.sp = USER_STACK_TOP; //virtual address of user stack top 111 112 // allocates a page to record memory regions (segments) 113 procs[i].mapped_info = (mapped_region*)alloc_page(); 114 memset( procs[i].mapped_info, 0, PGSIZE ); 115 116 // map user stack in userspace 117 user_vm_map((pagetable_t)procs[i].pagetable, USER_STACK_TOP - PGSIZE, PGSIZE, 118 user_stack, prot_to_type(PROT_WRITE | PROT_READ, 1)); 119 procs[i].mapped_info[0].va = USER_STACK_TOP - PGSIZE; 120 procs[i].mapped_info[0].npages = 1; 121 procs[i].mapped_info[0].seg_type = STACK_SEGMENT; 122 123 // map trapframe in user space (direct mapping as in kernel space). 124 user_vm_map((pagetable_t)procs[i].pagetable, (uint64)procs[i].trapframe, PGSIZE, 125 (uint64)procs[i].trapframe, prot_to_type(PROT_WRITE | PROT_READ, 0)); 126 procs[i].mapped_info[1].va = (uint64)procs[i].trapframe; 127 procs[i].mapped_info[1].npages = 1; 128 procs[i].mapped_info[1].seg_type = CONTEXT_SEGMENT; 129 130 // map S-mode trap vector section in user space (direct mapping as in kernel space) 131 // we assume that the size of usertrap.S is smaller than a page. 132 user_vm_map((pagetable_t)procs[i].pagetable, (uint64)trap_sec_start, PGSIZE, 133 (uint64)trap_sec_start, prot_to_type(PROT_READ | PROT_EXEC, 0)); 134 procs[i].mapped_info[2].va = (uint64)trap_sec_start; 135 procs[i].mapped_info[2].npages = 1; 136 procs[i].mapped_info[2].seg_type = SYSTEM_SEGMENT; 137 138 sprint("in alloc_proc. user frame 0x%lx, user stack 0x%lx, user kstack 0x%lx \n", 139 procs[i].trapframe, procs[i].trapframe->regs.sp, procs[i].kstack); 140 141 procs[i].total_mapped_region = 3; 142 // return after initialization. 143 return &procs[i]; 144 } ``` 通过以上代码，可以发现alloc_process()函数除了找到一个空的进程结构外，还为新创建的进程建立了KERN_BASE以上逻辑地址的映射（这段代码在实验3之前位于kernel/kernel.c文件的load_user_program()函数中），并将映射信息保存到了进程结构中。 对于给定应用，PKE将通过调用load_bincode_from_host_elf()函数载入给定应用对应的ELF文件的各个段。之后被调用的elf_load()函数在载入段后，将对被载入的段进行判断，以记录它们的虚地址映射： ``` 62 elf_status elf_load(elf_ctx *ctx) { 63 elf_prog_header ph_addr; 64 int i, off; 65 // traverse the elf program segment headers 66 for (i = 0, off = ctx->ehdr.phoff; i < ctx->ehdr.phnum; i++, off += sizeof(ph_addr)) { 67 // read segment headers 68 if (elf_fpread(ctx, (void *)&ph_addr, sizeof(ph_addr), off) != sizeof(ph_addr)) return EL_EIO; 69 70 if (ph_addr.type != ELF_PROG_LOAD) continue; 71 if (ph_addr.memsz < ph_addr.filesz) return EL_ERR; 72 if (ph_addr.vaddr + ph_addr.memsz < ph_addr.vaddr) return EL_ERR; 73 74 // allocate memory before loading 75 void *dest = elf_alloccb(ctx, ph_addr.vaddr, ph_addr.vaddr, ph_addr.memsz); 76 77 // actual loading 78 if (elf_fpread(ctx, dest, ph_addr.memsz, ph_addr.off) != ph_addr.memsz) 79 return EL_EIO; 80 81 // record the vm region in proc->mapped_info 82 int j; 83 for( j=0; jinfo))->p)->mapped_info[j].va == 0x0 ) break; 85 86 ((process*)(((elf_info*)(ctx->info))->p))->mapped_info[j].va = ph_addr.vaddr; 87 ((process*)(((elf_info*)(ctx->info))->p))->mapped_info[j].npages = 1; 88 if( ph_addr.flags == (SEGMENT_READABLE|SEGMENT_EXECUTABLE) ){ 89 ((process*)(((elf_info*)(ctx->info))->p))->mapped_info[j].seg_type = CODE_SEGMENT; 90 sprint( "CODE_SEGMENT added at mapped info offset:%d\n", j ); 91 }else if ( ph_addr.flags == (SEGMENT_READABLE|SEGMENT_WRITABLE) ){ 92 ((process*)(((elf_info*)(ctx->info))->p))->mapped_info[j].seg_type = DATA_SEGMENT; 93 sprint( "DATA_SEGMENT added at mapped info offset:%d\n", j ); 94 }else 95 panic( "unknown program segment encountered, segment flag:%d.\n", ph_addr.flags ); 96 97 ((process*)(((elf_info*)(ctx->info))->p))->total_mapped_region ++; 98 } 99 100 return EL_OK; 101 } ``` 以上代码段中，第86--97行将对被载入的段的类型（ph_addr.flags）进行判断以确定它是代码段还是数据段。完成以上的虚地址空间到物理地址空间的映射后，将形成用户进程的虚地址空间结构（如[图4.5](chapter4_memory.md#user_vm_space)所示）。 接下来，将通过switch_to()函数将所构造的进程投入执行： ``` 42 void switch_to(process *proc) { 43 assert(proc); 44 current = proc; 45 46 write_csr(stvec, (uint64)smode_trap_vector); 47 // set up trapframe values that smode_trap_vector will need when 48 // the process next re-enters the kernel. 49 proc->trapframe->kernel_sp = proc->kstack; // process's kernel stack 50 proc->trapframe->kernel_satp = read_csr(satp); // kernel page table 51 proc->trapframe->kernel_trap = (uint64)smode_trap_handler; 52 53 // set up the registers that strap_vector.S's sret will use 54 // to get to user space. 55 56 // set S Previous Privilege mode to User. 57 unsigned long x = read_csr(sstatus); 58 x &= ~SSTATUS_SPP; // clear SPP to 0 for user mode 59 x |= SSTATUS_SPIE; // enable interrupts in user mode 60 61 write_csr(sstatus, x); 62 63 // set S Exception Program Counter to the saved user pc. 64 write_csr(sepc, proc->trapframe->epc); 65 66 //make user page table 67 uint64 user_satp = MAKE_SATP(proc->pagetable); 68 69 // switch to user mode with sret. 70 return_to_user(proc->trapframe, user_satp); 71 } ``` 实际上，以上函数在[实验1](chapter3_traps.md)就有所涉及，它的作用是将进程结构中的trapframe作为进程上下文恢复到RISC-V机器的通用寄存器中，并最后调用sret指令（通过return_to_user()函数）将进程投入执行。 不同于实验1和实验2，实验3的exit系统调用不能够直接将系统shutdown，因为一个进程的结束并不一定意味着系统中所有进程的完成。以下是实验3中exit系统调用的实现： ``` 34 ssize_t sys_user_exit(uint64 code) { 35 sprint("User exit with code:%d.\n", code); 36 // in lab3 now, we should reclaim the current process, and reschedule. 37 free_process( current ); 38 schedule(); 39 return 0; 40 } ``` 可以看到，如果某进程调用了exit()系统调用，操作系统的处理方法是调用free_process()函数，将当前进程（也就是调用者）进行“释放”，然后转进程调度。其中free_process()函数的实现非常简单： ``` 149 int free_process( process* proc ) { 150 // we set the status to ZOMBIE, but cannot destruct its vm space immediately. 151 // since proc can be current process, and its user kernel stack is currently in use! 152 // but for proxy kernel, it (memory leaking) may NOT be a really serious issue, 153 // as it is different from regular OS, which needs to run 7x24. 154 proc->status = ZOMBIE; 155 156 return 0; 157 } ``` 可以看到，**free_process()函数仅是将进程设为ZOMBIE状态，而不会将进程所占用的资源全部释放**！这是因为free_process()函数的调用，说明操作系统当前是在S模式下运行，而按照PKE的设计思想，S态的运行将使用当前进程的用户系统栈（user kernel stack）。此时，如果将当前进程的内存空间进行释放，将导致操作系统本身的崩溃。所以释放进程时，PKE采用的是折衷的办法，即只将其设置为僵尸（ZOMBIE）状态，而不是立即将它所占用的资源进行释放。最后，schedule()函数的调用，将选择系统中可能存在的其他处于就绪状态的进程投入运行，它的处理逻辑我们将在下一节讨论。 ### 5.1.3 就绪进程的管理与调度 PKE的操作系统设计了一个非常简单的就绪队列管理（因为实验3的基础实验并未涉及进程的阻塞，所以未设计阻塞队列），队列头在kernel/sched.c文件中定义： ``` 8 process* ready_queue_head = NULL; ``` 将一个进程加入就绪队列，可以调用insert_to_ready_queue()函数： ``` 13 void insert_to_ready_queue( process* proc ) { 14 sprint( "going to insert process %d to ready queue.\n", proc->pid ); 15 // if the queue is empty in the beginning 16 if( ready_queue_head == NULL ){ 17 proc->status = READY; 18 proc->queue_next = NULL; 19 ready_queue_head = proc; 20 return; 21 } 22 23 // ready queue is not empty 24 process *p; 25 // browse the ready queue to see if proc is already in-queue 26 for( p=ready_queue_head; p->queue_next!=NULL; p=p->queue_next ) 27 if( p == proc ) return; //already in queue 28 29 // p points to the last element of the ready queue 30 if( p==proc ) return; 31 p->queue_next = proc; 32 proc->status = READY; 33 proc->queue_next = NULL; 34 35 return; 36 } ``` 该函数首先（第16--21行）处理ready_queue_head为空（初始状态）的情况，如果就绪队列不为空，则将进程加入到队尾（第26--33行）。 PKE操作系统内核通过调用schedule()函数来完成进程的选择和换入： ``` 45 void schedule() { 46 if ( !ready_queue_head ){ 47 // by default, if there are no ready process, and all processes are in the status of 48 // FREE and ZOMBIE, we should shutdown the emulated RISC-V machine. 49 int should_shutdown = 1; 50 51 for( int i=0; istatus == READY ); 68 ready_queue_head = ready_queue_head->queue_next; 69 70 current->status == RUNNING; 71 sprint( "going to schedule process %d to run.\n", current->pid ); 72 switch_to( current ); 73 } ``` 可以看到，schedule()函数首先判断就绪队列ready_queue_head是否为空，对于为空的情况（第46--64行），schedule()函数将判断系统中所有的进程是否全部都处于被释放（FREE）状态，或者僵尸（ZOMBIE）状态。如果是，则启动关（模拟RISC-V）机程序，否则应进入等待系统中进程结束的状态。但是，由于实验3的基础实验并无可能进入这样的状态，所以我们在这里调用了panic，等后续实验有可能进入这种状态后再进一步处理。 对于就绪队列非空的情况（第66--72行），处理就简单得多：只需要将就绪队列队首的进程换入执行即可。对于换入的过程，需要注意的是，要将被选中的进程从就绪队列中摘掉。 ## 5.2 lab3_1 进程创建（fork） #### **给定应用** - user/app_naive_fork.c ``` 1 /* 2 * Below is the given application for lab3_1. 3 * It forks a child process to run . 4 * Parent process will continue to run after child exits 5 * So it is a naive "fork". we will implement a better one in later lab. 6 * 7 */ 8 9 #include "user/user_lib.h" 10 #include "util/types.h" 11 12 int main(void) { 13 uint64 pid = fork(); 14 if (pid == 0) { 15 printu("Child: Hello world!\n"); 16 } else { 17 printu("Parent: Hello world! child id %ld\n", pid); 18 } 19 20 exit(0); 21 } ``` 以上程序 #### **实验内容** #### **实验指导** ## 5.3 lab3_2 进程yield #### **给定应用** #### **实验内容** #### **实验指导** ## 5.4 lab3_3 循环轮转调度 #### **给定应用** #### **实验内容** #### **实验指导**