MIT6.S081 Lab01

安装wsl历程

之前卸载wsl时，遗留了一个.wslconfig文件，导致一直装不上去

环境配置

装上wsl之后，按照官网一步步配置就好

运行make qemu 的时候，可能会遇到如下的报错

changxin@QiuShui:~/xv6-labs-2021$ make qemu riscv64-linux-gnu-gcc -Wall -Werror -O -fno-omit-frame-pointer -ggdb -DSOL_UTIL -DLAB_UTIL -MD -mcmodel=medany -ffreestanding -fno-common -nostdlib -mno-relax -I. -fno-stack-protector -fno-pie -no-pie -c -o user/sh.o user/sh.c user/sh.c: In function ‘runcmd’: user/sh.c:58:1: error: infinite recursion detected [-Werror=infinite-recursion] 58 | runcmd(struct cmd *cmd) | ^~~~~~ user/sh.c:89:5: note: recursive call 89 | runcmd(rcmd->cmd); | ^~~~~~~~~~~~~~~~~ user/sh.c:109:7: note: recursive call 109 | runcmd(pcmd->left); | ^~~~~~~~~~~~~~~~~~ user/sh.c:116:7: note: recursive call 116 | runcmd(pcmd->right); | ^~~~~~~~~~~~~~~~~~~ user/sh.c:95:7: note: recursive call 95 | runcmd(lcmd->left); | ^~~~~~~~~~~~~~~~~~ user/sh.c:97:5: note: recursive call 97 | runcmd(lcmd->right); | ^~~~~~~~~~~~~~~~~~~ user/sh.c:127:7: note: recursive call 127 | runcmd(bcmd->cmd); | ^~~~~~~~~~~~~~~~~ cc1: all warnings being treated as errors make: *** [<builtin>: user/sh.o] Error 1

这时候的解决方案如下：

1. nano Makefile 打开文件，或者用vim Makefile
2. 找到 CFLAGS = -Wall -Wno-infinite-recursion -O -fno-omit-frame-pointer -ggdb
3. 将这一行改成 CFLAGS = -Wall -Wno-infinite-recursion -O -fno-omit-frame-pointer -ggdb
4. nano: ctrl+o 然后回车，然后 ctrl + x
5. vim： 输入：wq 回车

xv6文档阅读（第一章）

操作系统的工作

1. 将计算机的资源在多个程序间共享
2. 管理并抽象底层硬件
3. 多路复用硬件
4. 给程序间提供一种受控的交互方式

进程和内存

在wsl中运行文档中的用例

输出文件

注：exec 会替代原来的进程

似懂非懂

xv6 shell 用以上调用为用户执行程序。shell 的主要结构很简单，详见 `main` 的代码（8001）。主循环通过 `getcmd` 读取命令行的输入，然后它调用 `fork` 生成一个 shell 进程的副本。父 shell 调用 `wait`，而子进程执行用户命令。举例来说，用户在命令行输入“echo hello”，

-- 这里开始看不懂

`getcmd` 会以 `echo hello` 为参数调用 `runcmd`（7906）, 由 `runcmd` 执行实际的命令。对于 `echo hello`, `runcmd` 将调用 `exec` 。如果 `exec` 成功被调用，子进程就会转而去执行 `echo` 程序里的指令。在某个时刻 `echo` 会调用 `exit`，这会使得其父进程从 `wait` 返回。你可能会疑惑为什么 `fork` 和 `exec` 为什么没有被合并成一个调用，我们之后将会发现，将创建进程——加载程序分为两个过程是一个非常机智的设计。

I/O 和文件描述符

1. 文件描述符是一个整数，它代表了一个进程可以读写的被内核管理的对象
2. 每个进程都有一张表，但每一个文件当前的偏移仍然是在父子进程之间共享的
   1. 文件描述符0读入（标准输入）
   2. 文件描述符1输出（标准输出）
   3. 文件描述符2输出错误（标准错误输出）
3. 每一个指向文件的文件描述符都和一个偏移关联
   1. read(fd, buf, n)
   2. 当没有数据可读时，read 就会返回0，这就表示文件结束了。

cat的本质实现

char buf[512];
int n;

for(;;){
    n = read(0, buf, sizeof buf);
    if(n == 0)
        break;
    if(n < 0){
        fprintf(2, "read error\n");
        exit();
    }
    if(write(1, buf, n) != n){
        fprintf(2, "write error\n");
        exit();
    }
}

1. 系统调用 close 会释放一个文件描述符
2. 使得它未来可以被 open, pipe, dup 等调用重用
3. 一个新分配的文件描述符永远都是当前进程的最小的未被使用的文件描述符

简化版的 shell 执行 cat<input.txt 的代码:

char *argv[2];
argv[0] = "cat";
### argv[1] = 0;
if(fork() == 0) {
    close(0);
    open("input.txt", O_RDONLY);
    exec("cat", argv);
}

个人解读：

argv[1] = 0; （让参数到这里结束）

close(0); （释放0这里的文件描述符）
open(“input.txt”, O_RDONLY); （0这里的文件描述符分配给了“input.txt”）
exec(“cat”, argv); (加载新的程序，去到上面上面的代码执行“cat”)

fork 和 exec 是单独的两种系统调用。这种区分使得 shell 可以在子进程执行指定程序之前对子进程进行修改。

fork 每一个文件当前的偏移仍然是在父子进程之间共享的

if(fork() == 0) {
    write(1, "hello ", 6);
    exit();
} else {
    wait();
    write(1, "world\n", 6);
}

会输出 hello world

dup 复制一个已有的文件描述符，返回一个指向同一个输入/输出对象的新描述符。这两个描述符共享一个文件偏移，正如被 fork 复制的文件描述符一样。这里有另一种打印 “hello world” 的办法：

fd = dup(1);
write(1, "hello", 6);
write(fd, "world\n", 6);

管道

文件系统

实验内容