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MIT 6.S081 2020 Lab4 traps 个人全流程

news 来源：原创 2025/7/28 0:35:03

零、写在前面

做之前可以看看Chapter 4：Traps and systems calls，了解XV6 下的陷入机制

https://pdos.csail.mit.edu/6.828/2020/xv6/book-riscv-rev1.pdf

这个实验旨在探索系统调用如何实现了trap，会先做一个有关栈的练习，然后实现用户级陷入处理。

一些有关的文件：

kernel/trampoline.S: 涉及用户态 / 内核态切换的汇编代码。
kernel/trap.c: 处理中断的所有代码。

记得切换到 traps 分支。

完整代码见：https://github.com/58164/MIT6.S081/tree/traps

一、RISC-V assembly

运行 make fs.img 来编译 user/call.c 文件，会反馈一个 call.asm 汇编文件。

// user/call.c
// headerint g(int x) {return x+3;
}int f(int x) {return g(x);
}void main(void) {printf("%d %d\n", f(8)+1, 13);exit(0);
}

然后我们需要回答以下问题：

1、哪些寄存器保存传递给函数的参数？例如，在 main() 调用 printf() 时，哪个寄存器中包含 13？

一共有 a0~a7 8个参数寄存器，RISC-V 函数传参优先使用寄存器传递，返回值可以放在 a0 和 a1 寄存器，当参数个数超过寄存器个数，额外的参数选择存放在栈上。

a0~a7 保存传递给函数的参数，13存放在 a2中：

2、main函数的汇编代码中，函数f的调用位置？函数g 的调用位置？（提示：编译器可能会内联函数）

题目1中的截图可知，编译器将函数调用内联，将结果常量优化为了12，所以是没有f和g的调用的。

3、函数 printf 的地址？

auipc ra,0x0 - 即将PC内存的值 + 0x0 存入 ra寄存器，然后我们又跳转到了 ra + 1536 的位置

所以可以推断：printf 的地址为 0x30 + 0x600 = 0x630（1536的16进制为0x600）

4、在main函数中 jalr 到 printf后，寄存器 ra 中的值是什么？

0x38，即调用位置的下一条指令地址

5、运行以下代码，输出是什么？（结果是小端序）如果 RISC-V 是大端序，你需要将 i 设置为什么值才能得到相同的输出？ 57616 的值是否需要改变？

unsigned int i = 0x00646c72;
printf("H%x Wo%s", 57616, &i);

输出 He110 World

设置为 0x726c6400 即可，即颠倒下大小端序，57616 的值不用改，因为十六进制值是固定的。

6、下面的代码中，y= 后面会打印什么？（注意：答案不是特定值）出现这种结果的原因？

	printf("x=%d y=%d", 3);

y= 后面显然是一个随机值，而这个随机值是从寄存器 a2 中取的，所以取决于上一次a2中保存了什么值。

二、Backtrace

2.1 说明

在调试过程中，回溯信息往往非常有用。它列出了错误发生时，调用堆栈中位于当前函数之上的所有函数调用。

在 kernel/printf.c 中实现一个 backtrace() 函数。在 sys_sleep 中插入对此函式的调用，然后执行 bttest，它会调用 sys_sleep。你应该有如下输出：

backtrace:
0x0000000080002cda
0x0000000080002bb6
0x0000000080002898

你可以参考：

kernel/sysproc.c:74
kernel/syscall.c:224
kernel/trap.c:85

编译器在每一个栈帧里面存放一个帧指针，每一个帧指针存放了调用者的位置。你的backtrace 应该利用这些帧指针来遍历栈，并打印每一个栈帧中保存的返回地址

官网的一些hint：

在 kernel/defs.h 中添加backtrace 的声明
GCC 会把当前函数的帧指针放在寄存器s0，你可以在 kernel/riscv.h中添加这个函数：
```
static inline uint64
r_fp()
{uint64 x;asm volatile("mv %0, s0" : "=r" (x) );return x;
}
```
然后在 backtrace 中调用，这样可以通过内联汇编来读帧指针到s0
XV6 内核为每一个栈帧分配了一个page，即其地址是页对齐的，你可以使用PGROUNDDOWN(fp) 和 PGROUNDUP(fp)来计算栈页面顶部和底部地址。
- lecture note 中指出了返回地址是存放在帧指针地址 - 8 的位置的，上一个帧指针是在当前帧指针 - 16位置的
一旦你的backtrace 可以正常工作，那么可以在 panic.c 中调用，当内核出现panic，你可以看到内核的回溯追踪。

2.2 实现

根据提示，我们先添加这个辅助函数来获取帧指针

static inline uint64
r_fp()
{uint64 x;asm volatile("mv %0, s0" : "=r" (x) );return x;
}

然后在 kernal/defs.h 中添加函数声明

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然后我们来实现一下 backtrace：

void backtrace(void) {printf("backtrace:\n");uint64 fp = r_fp();uint64 top = PGROUNDUP(fp);   // stack page topuint64 bottom = PGROUNDDOWN(fp);   // stack page downwhile (bottom <= fp && fp < top) {uint64 ra = *(uint64*)(fp - 8);printf("%p\n", ra);fp = *(uint64*)(fp - 16);}
}

然后在 kernel/sysproc.c 中添加调用：

我们测试一下：

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非常的顺利

三、Alarm

3.1 说明

在本练习中，你将为 xv6 添加一个功能，使其能够在进程使用 CPU 时间时周期性地向其发出警报。这对于计算密集型进程（希望限制其消耗的 CPU 时间量）或那些既要进行计算又希望执行某些周期性操作的进程可能很有用。更广泛地说，你将实现一种用户级中断/故障处理程序的原始形式；例如，你可以使用类似的方法来处理应用程序中的页面错误。

你应该添加一个新的 sigalarm(interval, handler) 系统调用。如果一个应用程序调用 sigalarm(n, fn)，那么在该程序每消耗 n 个 CPU 时间tick 后，内核应该促使应用程序函数 fn 被调用。当 fn 返回时，应用程序应该从它中断的地方继续执行。在 xv6 中，tick是一个相当任意的时间单位，由硬件计时器产生中断的频率决定。如果一个应用程序调用 sigalarm(0, 0)，内核应该停止产生周期性的警报调用。

你会在你的 xv6 代码库中找到一个名为 user/alarmtest.c 的文件。请将其添加到 Makefile 中。在你添加 sigalarm 和 sigreturn 系统调用（见下文）之前，它将无法正确编译。

alarmtest 在 test0 中调用 sigalarm(2, periodic)，以请求内核每隔 2 个滴答强制调用一次 periodic() 函数，然后进入一个忙等待循环。你可以在 user/alarmtest.asm 中看到 alarmtest 的汇编代码，这可能对调试有所帮助。当 alarmtest 产生如下所示的输出并且 usertests 也正确运行时，你的解决方案就是正确的：

$ alarmtest
test0 start
........alarm!
test0 passed
test1 start
...alarm!
..alarm!
...alarm!
..alarm!
...alarm!
..alarm!
...alarm!
..alarm!
...alarm!
..alarm!
test1 passed
test2 start
................alarm!
test2 passed
$ usertests
...
ALL TESTS PASSED
$

关于测试程序：

test0：调用处理程序

首先修改内核，使其跳转到用户空间的警报处理程序，这将导致 test0 打印 “alarm!”。暂时不用担心 “alarm!” 输出之后会发生什么；目前，如果你的程序在打印 “alarm!” 后崩溃是没关系的。以下是一些提示：

你需要修改 Makefile，使 alarmtest.c 作为 xv6 用户程序进行编译。

需要在 user/user.h 中放入正确的声明如下：

int sigalarm(int ticks, void (*handler)());
int sigreturn(void);

更新 user/usys.pl（它会生成 user/usys.S）、kernel/syscall.h 和 kernel/syscall.c，以允许 alarmtest 调用 sigalarm 和 sigreturn 系统调用。
目前，你的 sys_sigreturn 应该只返回零。
你的 sys_sigalarm() 应该将警报间隔和处理函数指针存储在 proc 结构（位于 kernel/proc.h）的新字段中。
你需要跟踪自上次调用进程的警报处理程序以来已经过了多少个tick（或距离下次调用还剩多少tick）；为此，你也需要在 struct proc 中添加一个新字段。你可以在 proc.c 的 allocproc() 中初始化 proc 的字段。
每个tick，硬件时钟会强制产生一个中断，该中断在 kernel/trap.c 的 usertrap() 中处理。
只有在发生定时器中断时，你才希望操作进程的警报tick；你想要的类似于
- ```
if(which_dev == 2) ...
```
仅当进程尚有待处理的警报时才调用警报函数。请注意，用户警报函数的地址可能是 0（例如，在 user/alarmtest.asm 中，periodic 的地址是 0）。
你需要修改 usertrap()，以便当进程的警报间隔到期时，用户进程执行处理函数。当 RISC-V 上的陷阱返回到用户空间时，是什么决定了用户空间代码恢复执行的指令地址？
如果你告诉 qemu 只使用一个 CPU，那么用 gdb 查看陷阱会更容易，你可以通过运行 make CPUS=1 qemu-gdb 来实现。

如果 alarmtest 打印出 “alarm!”，你就成功了。

test1/test2()：恢复被中断的代码

alarmtest 很可能在打印 “alarm!” 之后，在 test0 或 test1 中崩溃，或者 alarmtest（最终）打印 “test1 failed”，或者 alarmtest 在没有打印 “test1 passed” 的情况下退出。要解决这个问题，你必须确保当警报处理程序完成时，控制权返回到用户程序最初被定时器中断打断的那条指令。你必须确保寄存器内容恢复到中断发生时的值，这样用户程序才能在警报后不受干扰地继续执行。最后，你应该在每次警报触发后“重新设置”（re-arm）警报计数器，以便处理程序能够周期性地被调用。

开始时，我们已经为你做出了一个设计决策：用户警报处理程序在完成时需要调用 sigreturn 系统调用。可以查看 alarmtest.c 中的 periodic 作为示例。这意味着你可以在 usertrap 和 sys_sigreturn 中添加代码，它们协同工作以使用户进程在处理完警报后能正确恢复执行。

一些提示：

你的解决方案将需要你保存和恢复寄存器——你需要保存和恢复哪些寄存器才能正确地恢复被中断的代码？（提示：会有很多）。
当定时器触发时，让 usertrap 在 struct proc 中保存足够的状态，以便 sigreturn 能够正确地返回到被中断的用户代码。
防止对处理程序的可重入调用——如果一个处理程序尚未返回，内核不应该再次调用它。test2 会测试这一点。

一旦你通过了 test0、test1 和 test2，运行 usertests 以确保你没有破坏内核的其他任何部分。

具体test是如何工作的详见alarmtest.c

3.2 实现

总体还是比较简单：

添加新的系统调用(类似Lab2)
实现用户态和内核态的相互切换
进程上下文的保存与恢复
实现时钟中断

3.2.1 系统调用的实现

先在 user.h 中添加要求实现的两个系统调用的声明：

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然后我们为 proc 添加如下字段：

  int alarm_interval;         // alarm intervalvoid (*alarm_handler)();    // alarm handlerint ticks_cnt;           // ticks have passed since last callstruct trapframe *alarm_trapframe; // proc context before interruptint alarm_on;              // alarm is on?

然后在 sysproc.c 中添加两个系统调用的定义

两个系统调用分别用于初始化和清空

uint64 sys_sigalarm(void) {int interval; // alarm intervaluint64 handler; // address for handler// get interval from a0if(argint(0, &interval) < 0)return -1;// get handler from a1if(argaddr(1, &handler) < 0)return -1;struct proc *p = myproc();// initializep->alarm_interval = interval;p->alarm_handler = (void(*)())handler;p->ticks_cnt = 0;p->alarm_on = 0;return 0;
}uint64 sys_sigreturn(void)
{struct proc *p = myproc();*p->trapframe = *p->alarm_trapframe; // restore the contextp->alarm_on = 0; // clearreturn 0;
}

在 user.pl 添加跳板函数：

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在 syscall.h 添加系统调用号

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在 syscall.c 中完善系统调用表

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3.2.2 时钟中断的实现

根据官网的hint，which_dev = 2说明是定时器中断，我们在这里添加逻辑
我们tick计数+1
如果达到interval，并且handler没有运行，我们更新 alarm_on = 1
注意如果是第一次调用，我们还需分配空间来保存上下文
保存完上下文后，我们直接更改pc为handler，来保证后续对于handler的调用

void
usertrap(void)
{int which_dev = 0;// ...// give up the CPU if this is a timer interrupt.if(which_dev == 2) {++ p->ticks_cnt;    // ticks inc 1// reach alarm interval and alarm handler not onif (p->ticks_cnt >= p->alarm_interval && p->alarm_on == 0) {p->ticks_cnt = 0;p->alarm_on = 1;// alloc space to store context when first callif(p->alarm_trapframe == 0)p->alarm_trapframe = kalloc();// store the proc context*p->alarm_trapframe = *p->trapframe;// pc points to handlerp->trapframe->epc = (uint64)p->alarm_handler;}yield();}usertrapret();
}

在Makefile添加测试程序：

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运行结果：

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下班！

零、写在前面

一、RISC-V assembly

二、Backtrace

2.1 说明

2.2 实现

三、Alarm

3.1 说明

3.2 实现

3.2.1 系统调用的实现

3.2.2 时钟中断的实现

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