Ucore lab5 操作系统实验

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VIP免费原创最新推荐文章于 2026-06-07 12:10:55 发布 2.1k 阅读 AI 写同款· GEO 优化 ›

ucore概述（操作系统学习）本文根据慕课资料进行粗略学习操作系统的知识 ucore课程文档课程地址 lab答案地址有的答案有问题，但是可以供参考CPU加电后会进行初始化，然后在内存读第一条指令。内存有一部分是ROM、一部分是RAM。断电后RAM信息会消失，但是ROM内容一直都在。读的第一个指令是CS:IP指向的地址（值应该是默认的），刚加电的CPU处于16位实模式下，寻址空间大小为2的20次方（1MB），CS、IP都是16位的。CS*16+IP（0xFFFF0）是第一条指令的地址，同时CS:IP要在2的20次方的寻址空间内。第一阅读详情

LAB5实验报告

实验相关知识

（主要从教学ppt、gitbook、学堂在线上了解掌握并根据优快云查询了解更加详细的信息）

在lab4中我们已经实现了内核线程的管理，本次实验我们将实现用户进程的管理，虽然操作系统对二者的管理体制是较为相似的，但是具体实现上还是有很大差别。基于系统的安全性和可扩展性，ucore要提供用户态进程的创建和执行机制，给应用程序执行提供一个用户态运行环境。

内核线程与用户进程的区别：

内核线程只运行在内核态，用户进程会在在用户态和内核态交替运行

所有内核线程共用ucore内核内存空间，不需为每个内核线程维护单独的内存空间；用户进程需要维护各自的用户内存空间

由于进程的执行空间扩展到了用户态空间，所以在进程管理和内存管理上有较大不同。

内存管理方面，增加用户态虚拟内存的管理。限制用户进程可以访问的物理地址空间，且让各个用户进程之间的物理内存空间访问不重叠，这样可以保证不同用户进程之间不能相互破坏各自的内存空间，利用虚拟内存的功能（页换入换出），给用户进程提供了远大于实际物理内存空间的虚拟内存空间。具体实现时，对页表的内容进行扩展，能够把部分物理内存映射为用户态虚拟内存。如果某进程执行过程中，CPU在用户态下执行（在CS段寄存器最低两位包含有一个2位的优先级域，如果为0，表示CPU运行在特权态；如果为3，表示CPU运行在用户态。），则可以访问本进程页表描述的用户态虚拟内存，但由于权限不够，不能访问内核态虚拟内存。

进程管理方面，主要涉及到的是进程控制块中与内存管理相关的部分，包括建立进程的页表和维护进程可访问空间（可能还没有建立虚实映射关系）的信息；加载一个ELF格式的程序到进程控制块管理的内存中的方法；在进程复制（fork）过程中，把父进程的内存空间拷贝到子进程内存空间的技术。另外一部分与用户态进程生命周期管理相关，包括让进程放弃CPU而睡眠等待某事件；让父进程等待子进程结束；一个进程杀死另一个进程；给进程发消息；建立进程的血缘关系链表。

在lab2的实验报告相关知识部分已经介绍了特权级以及相关转换，在此处再详述一下用户级向内核态的转换：

通常操作系统会采用软中断或者叫做trap的方式完成。实际上，发生中断时已经实现了从用户态切换到内核态，为了实现这种切换，我们需要建立好中断门，中断门中的中断描述符表指出了中断发生后跳转至何处，并且发生中断时我们必须保存SS、ESP等信息。但是，中断会根据保存的这些信息返回到用户态中，为了实现停留在内核态，我们对CS进行修改，将其指向内核态的代码段，其次，我们将CS的CPL设为0，在此处还需要根据要执行的指令修改EIP，这样最后执行IRET指令时，CPU会将堆栈信息取出并返回到EIP以及CS所指内容去执行，从而便实现了从ring3到ring0的转换。
在这里插入图片描述
为了实现特权级的切换，实际上还需要访问TSS(Task State Segment)任务状态段。简单来说，任务状态段就是内存中的一个数据结构。这个结构中保存着和任务相关的信息。当发生任务切换的时候会把当前任务用到的寄存器内容(CS/ EIP/ DS/SS/EFLAGS…)保存在TSS 中以便任务切换回来时候继续使用。

为了访问TSS，还需要访问全局描述符表。全局描述符表（GDT）保存者TSS的地址，TSS最终会被加载进内存中。其中有一个Task Register 的cache缓存，最终通过基址加上偏移来确定Task所在的具体位置。

实验流程

练习0：填写已有实验

本实验依赖实验1/2/3/4。请把你做的实验1/2/3/4的代码填入本实验中代码中有“LAB1”/“LAB2”/“LAB3”/“LAB4”的注释相应部分。注意：为了能够正确执行lab5的测试应用程序，可能需对已完成的实验1/2/3/4的代码进行进一步改进.

回答：虽然作业要求不需要在报告中写实验0，但是这次实验0涉及的方面挺多的，有很多改动，故必须说明。

(实际上每次实验最烦的就是实验0…浪费很长时间，并且经常出现bug -.- )

实验0主要将之前4次实验的代码补充进来，包括 kdebug.c、trap.c、default_pmm.c、pmm.c、swap_fifo.c、vmm.c、proc.c七个文件的相关代码。除了直接补充外，有一些地方需要对代码进行修改或者改进：

alloc_proc函数:

在lab4的基础上，又增添了 wait_state ,proc->cptr , proc->optr , proc->yptr 四个变量，实际上只需要将wait_state初始化为0，三个指针初始化为NULL即可。避免之后由于未定义或未初始化导致管理用户进程时出现错误。

// alloc_proc - alloc a proc_struct and init all fields of proc_struct
static struct proc_struct *
alloc_proc(void) {
     
     
    struct proc_struct *proc = kmalloc(sizeof(struct proc_struct));
    if (proc != NULL) 
    {
     
     
        proc->state = PROC_UNINIT;//设置进程为未初始化状态
        proc->pid = -1;          //未初始化的进程id=-1
        proc->runs = 0;          //初始化时间片
        proc->kstack = 0;      //初始化内存栈的地址
        proc->need_resched = 0;   //是否需要调度设为不需要
        proc->parent = NULL;      //置空父节点
        proc->mm = NULL;      //置空虚拟内存
        memset(&(proc->context), 0, sizeof(struct context));//初始化上下文
        proc->tf = NULL;      //中断帧指针设置为空
        proc->cr3 = boot_cr3;      //页目录设为内核页目录表的基址
        proc->flags = 0;      //初始化标志位
        memset(proc->name, 0, PROC_NAME_LEN);//置空进程名
        proc->wait_state = 0;  //初始化进程等待状态  
        proc->cptr = proc->optr = proc->yptr = NULL;//进程相关指针初始化  
    }
    return proc;
}

do_fork函数：

do_fork函数整体未较大改动，主要修改部分为将子进程的父进程设置为 current process ，并且确保current process 的 wait_state 为0，因此我们可以用一个assert()实现该功能。还有就是插入新进程到进程哈希表和进程链表时，设置好相关进程的链接。设置链接的函数为 set_links ，这里较为坑的地方在于set_links函数中已经实现了将进程插入链表并将进程总数加1，因此需要删掉lab4中这两句代码。

修改的代码：

	//设置父节点为当前进程
    proc->parent = current;
	//确保当前进程正在等待
    assert(current->wait_state == 0);
//------------------------------------
    local_intr_save(intr_flag);
    {
     
     
        proc->pid = get_pid();
        hash_proc(proc);   //将新进程加入hash_list
        // 删除原来的 nr_process++ 和 加入链表 
        set_links(proc);   //执行set_links函数，实现设置相关进程链接
    }
    local_intr_restore(intr_flag);

trap_dispatch函数：

主要修改地方在于 当分配给进程的时间片用完时，设置进程为需要被调度

		ticks ++;
        if (ticks % TICK_NUM == 0)
        {
     
     
            assert(current != NULL);
            //时间片用完设置为需要调度
            //说明当前进程的时间片已经用完了
            current->need_resched = 1;
        }

idt_init函数：

增添功能为：设置一个特定中断号的中断门，专门用于用户进程访问系统调用。

设置一个特殊的中断描述符idt[T_SYSCALL]，它的特权级设置为DPL_USER，中断向量处理地址在__vectors[T_SYSCALL]处。这样建立好这个中断描述符后，一旦用户进程执行“INTT_SYSCALL”后，由于此中断允许用户态进程产生（注意它的特权级设置为DPL_USER），所以CPU就会从用户态切换到内核态，保存相关寄存器，并跳转到__vectors[T_SYSCALL]处开始执行
```
   
extern uintptr_t __vectors[];
    int i;
    for (i = 0; i < sizeof(idt) / sizeof(struct gatedesc); i ++) {
     
     
        SETGATE(idt[i], 0, GD_KTEXT, __vectors[i], DPL_KERNEL);
    
```