mit6.828笔记 - lab4 Part B:写时复制Fork
Part BCopy-on-Write ForkUnix 提供 fork() 系统调用作为主要的进程创建基元。fork()系统调用复制调用进程（父进程）的地址空间，创建一个新进程（子进程）。
不过，在调用 fork() 之后，子进程往往会立即调用 exec()，用新程序替换子进程的内存。例如，shell 通常就是这么做的。在这种情况下，拷贝父进程地址空间所花费的时间基本上是白费的，因为子进程在调用 exec() 之前几乎不会使用它的内存。
因此，后来的 Unix 版本利用虚拟内存硬件，允许父进程和子进程共享映射到各自地址空间的内存，直到其中一个进程实际修改了内存。这种技术被称为 "写时拷贝"（copy-on-write）。 为此，内核会在 fork() 时将父进程的地址空间映射复制到子进程，而不是映射页的内容，同时将现在共享的页标记为只读。 当两个进程中的一个试图写入其中一个共享页面时，该进程就会发生页面错误。此时，Unix 内核会意识到该页面实际上是一个 "虚拟 "或 "写时拷贝 "副本，因此会为发生故障的进程创建一个新的、私有的、可写的页面副本。 这样，单个页面的内容在实际写入之前不会被复制。这种优化使得在子进程中执行 fork() 之后执行 exec() 的成本大大降低：在调用 exec() 之前，子进程可能只需要复制一个页面（堆栈的当前页面）。
我们接下来的目标就是实现写时复制的fork
用户级页面故障处理 User-level page fault handling
为了实现用户级的写时复制 fork()，exercise7做的syscall外，我们还需要实现一些基础设施，即用户级页面故障处理。
注意啊，是用户级的页面故障处理，在 lab3 中，缺页故障的处理函数使用的是自带的简易实现，它是由 trap() 调用的，这个过程显然是在内核态完成的。手册中描述如下：
内核需要跟踪的信息太多了。与传统的 Unix 方法不同，你将在用户空间中决定如何处理每个页面故障，因为在用户空间中，错误的破坏性较小。 这种设计的另一个好处是，允许程序非常灵活地定义其内存区域；稍后在映射和访问基于磁盘的文件系统上的文件时，我们将使用用户级页面故障处理方法。
做到这里一定有一堆疑问，所以可以看一下 part B后面的小标题，实际上 JOS 实现用户级页面故障的思路是：
[*]增加一个系统调用，sys_env_set_pgfault_upcall ,允许用户进程指定自己的页面故障程序
[*]在 lab3 的 page_fault_handler 的基础上修改，检查异常来源是否是用户态，如是，则调用上一步部指定的页面故障程序
设置页面故障处理程序
为了处理自己的页面故障，用户环境需要向 JOS 内核注册一个页面故障处理程序入口点。用户环境通过新的 sys_env_set_pgfault_upcall 系统调用来注册其页面故障入口点。我们在 Env 结构中添加了一个新成员 env_pgfault_upcall，以记录这一信息。
练习8
练习 8. 执行 sys_env_set_pgfault_upcall 系统调用。由于这是一个 "危险 "的系统调用，因此在查找目标环境的环境 ID 时一定要启用权限检查。
实现 sys_env_set_upcall 系统调用。
// 通过修改相应结构体 Env 的 “env_pgfault_upcall ”字段，
// 为 “envid ”设置页面故障上调。
// 当 “envid ”导致页面故障时，
// 内核会将故障记录推送到异常堆栈，然后分支到 “func”。
//
// 成功时返回 0，错误时返回 <0。 错误包括
// -E_BAD_ENV 如果环境 envid 当前不存在，或者调用者没有权限更改 envid。
static int
sys_env_set_pgfault_upcall(envid_t envid, void *func)
{
// LAB 4: Your code here.
// panic("sys_env_set_pgfault_upcall not implemented");
struct Env * e;
if(envid2env(envid, &e, 1)<0) // 检查envid是否有误
return -E_BAD_ENV ;
e->env_pgfault_upcall = func; // 设置该环境page fault的handler
return 0;
}用户模式页面故障入口点
用户级页面故障管理还有一个问题，那就是谁负责初始化、维护用户异常栈。我们知道，内核会帮用户将trap-time时的状态保存到用户异常栈上。
但实际上，这个用户异常栈，从始至终都没有被初始化过。
对于内核而言，每个用户都有一个默认的页面故障处理程序，那就是打印错误地址。然后退出。
用户页面故障是个自选的功能，JOS让需要自定义处理的进程，自己初始化、维护用户异常栈。内核至负责必要的传值工作，即 page_fault_handler。而page_fault_handler 最后直接使用 env_run 将控制权归还用户了，这意味着，用户需要自己销毁内核传到用户异常栈上的数据。并且自己恢复到 trap-time 状态。
实际上，这一步还挺不容易的，这里存在的困难在于，我们要让所有寄存器保持trap-time state，并跳转回去。
[*]我们不能调用 "jmp xxx"，因为这要求我们将地址加载到某个寄存器中，而这会使得该寄存器无法保持trap-time state
[*]我们也不能从异常堆栈调用 "ret"，因为如果这样做，%esp 就不是trap-time 的值。
因此，手册给出的答题思路是：
[*]从用户异常栈上读取 trap-time 的 sp
[*]将 trap-time 的 eip 推送到 trap-time 的stack （即保存到 trap-time 的 sp 所指位置）
[*]从 用户异常栈上的utrapframe，恢复寄存器状态（跳过 eip）
[*]恢复 esp （切换回 trap-time 的sp），由于第二步的操作，此时esp所指位置是 trap-time的eip
[*]ret，将 esp 所指的值弹给 PC。
接下来练习10 完成恢复 trap-time state，在练习11 完成用户异常栈的初始化
Exercise 10
练习 10. 实现 lib/pfentry.S 中的 _pgfault_upcall 例程。有趣的部分是返回到用户代码中引起页面故障的原始点。你将直接返回到那里，而无需返回内核。困难的部分是同时切换堆栈和重新加载 EIP。
_pgfault_upcall
<-- UXSTACKTOP
trap-time esp
trap-time eflags
trap-time eip
trap-time eax start of struct PushRegs
trap-time ecx
trap-time edx
trap-time ebx
trap-time esp
trap-time ebp
trap-time esi
trap-time edi end of struct PushRegs
tf_err (error code)
fault_va <-- %esp when handler is run结果是没有出发 handler ，反而是 user_mem_assert 输出了。
faultallocbad 和 faultalloc 的 handler 是一样的，区别在于使用 sys_cputs 打印。sys_cputs 第一件工作就是用 user_mem_assert 确认 0xDEADBEEF 是否使用，还没有机会触发页错误。
by the way ：user_mem_assert的检查方式是查页表，看PTE是否合规。这个过程是不会发生页错误的。
实现写时复制的fork
现在，我们终于完全拥有了完全在用户空间实现写时复制 fork() 的内核设施。
在 lib/fork.c 中 fork() 已经提供了一个骨架。与 dumbfork() 一样，fork() 也会创建一个新环境，然后扫描父环境的整个地址空间，并在子环境中设置相应的页面映射。
不同之处在于，dumbfork() 将每个页面逐个字节的复制。而 fork() 最初只会复制页面映射。
只有当其中一个环境试图写入页面时，fork() 才会复制每个页面。
fork的基本框架如下：
[*]fork函数：负责复制自身，并调用duppage复制页映射，设置页面故障handler
[*]duppage：负责复制页映射的具体工作
[*]pgfault：页故障handler，当发生对写时复制页进行写操作时，将页面进行实际复制。
fork的具体流程：
[*]父级程序会使用上面实现的 set_pgfault_handler() 函数安装 pgfault() 作为用户级页面故障处理程序。
[*]父环境调用 sys_exofork()，创建子环境。
[*]父环境将的地址空间中所有“可写PTE_W”、“写时复制PTE_COW”页面的映射，通过 duppage 复制到子环境中，然后将写时复制页面重新映射到自己的地址空间（为何？不太清楚）。
[*]对于 的部分则是申请新的页面。
[*]对于只读页面直接保持原权限复制即可。
发生页错误时，就会触发 pgfault() 然后将PTE_COW的页面用新页替换。
练习12 完成fork, duppage, pgfault
void
page_fault_handler(struct Trapframe *tf)
{
uint32_t fault_va;
// Read processor's CR2 register to find the faulting address
fault_va = rcr2(); //获取发生页错误的地址
// Handle kernel-mode page faults.
// LAB 3: Your code here.
if ((tf->tf_cs & 3) == 0)
panic("page_fault_handler():page fault in kernel mode!\n");
// 我们已经处理过内核模式异常，所以如果我们到达这里，页面故障就发生在用户模式下。
// 调用环境的页面故障上调（如果有的话）。
// 在用户异常堆栈（低于 UXSTACKTOP）上建立一个页面故障堆栈框架，
// 然后分支到 curenv->env_pgfault_upcall。
//
// 页面故障向上调用可能会导致另一个页面故障，
// 在这种情况下，我们会递归分支到页面故障向上调用，
// 在用户异常堆栈顶部推送另一个页面故障堆栈框架。
//
// 从页面故障返回的代码（lib/pfentry.S）在陷阱时间栈的顶部有一个字的抓取空间，
// 这对我们来说很方便，可以更容易地恢复 eip/esp。
// 在非递归情况下，我们不必担心这个问题，因为常规用户栈的顶部是空闲的。
// 在递归情况下，这意味着我们必须在当前的异常栈顶和新的栈帧之间多留一个字，
// 因为异常栈 _ 就是陷阱时间栈。
//
// 如果没有向上调用页面故障，环境没有为其异常堆栈分配页面或无法写入页面，
// 或者异常堆栈溢出，则销毁导致故障的环境。
// 请注意，本级脚本假定您将首先检查页面故障上调，
// 如果没有，则打印下面的 “用户故障 va ”信息。
// 其余三个检查可以合并为一个测试。
//
// 提示：
// user_mem_assert() 和 env_run() 在这里很有用。
// 要改变用户环境的运行方式，请修改'curenv->env_tf' // （'tf'变量的值为 0）。
// tf'变量指向'curenv->env_tf'）。
// LAB 4: Your code here.
//检查是否有处理页错误的handler
if(curenv->env_pgfault_upcall)
{
uintptr_t stacktop = UXSTACKTOP;
//检查是否在递归调用handler
if(tf->tf_esp > UXSTACKTOP-PGSIZE && tf->tf_esp < UXSTACKTOP)
stacktop = tf->tf_esp;
//预留32位字的scratch space
uint32_t size = sizeof(struct UTrapframe) + sizeof(uint32_t);
//检查是否有权限读写exception stack
user_mem_assert(curenv, (void *)(stacktop-size), size, PTE_U|PTE_W);
//填充UTrapframe
struct UTrapframe *utf = (struct UTrapframe *)(stacktop-size);
utf->utf_fault_va = fault_va;
utf->utf_err = tf->tf_err;
utf->utf_regs = tf->tf_regs;
utf->utf_eip = tf->tf_eip;
utf->utf_eflags = tf->tf_eflags;
utf->utf_esp = tf->tf_esp;
//设置eip和esp，运行handler
curenv->env_tf.tf_eip = (uintptr_t)curenv->env_pgfault_upcall;
curenv->env_tf.tf_esp = (uintptr_t)utf;
env_run(curenv);
}
// Destroy the environment that caused the fault.
cprintf("[%08x] user fault va %08x ip %08x\n",
curenv->env_id, fault_va, tf->tf_eip);
print_trapframe(tf);
env_destroy(curenv);
}fork
注意理解 uvpt 和 uvpd
uvpt 就是 UVPT，是虚拟地址，范围是PTSIZE，4mb，使用PGNUM宏搜索，取出pte的虚拟地址。
uvpd 是 pgdir 所在的虚拟地址，范围是一个内存页，4kb，使用PDE宏搜索，取出pde的虚拟地址。。
然后就是关于 PFTEMP，前文中有测试过用户的dupapge，我们需要这个区域实现进程间的页面复制。
// 每当我们在用户空间引发页面故障时，
// 我们都会要求内核将我们重定向到这里
//（参见 pgfault.c 中对 sys_set_pgfault_handler 的调用）。
//
// 当页面故障实际发生时，如果我们尚未进入用户异常堆栈，
// 内核会将我们的 ESP 切换到用户异常堆栈，
// 然后将一个 UTrapframe 推入用户异常堆栈：
//
// 陷阱时 esp
// 陷阱时 eflags
// 陷阱时 eip
// utf_regs.reg_eax
// ...
// utf_regs.reg_esi
// utf_regs.reg_edi
// utf_err（错误代码）
// utf_fault_va <-- %esp
//
// 如果这是一个递归故障，
// 内核将在陷阱时 esp 的上方为我们保留一个空白字，
// 以便在我们解除递归调用时进行从头处理。
//
// 然后，我们在 C 代码中调用相应的页面故障处理程序，
// 该处理程序由全局变量“_pgfault_handler ”指向。
.text
.globl _pgfault_upcall
_pgfault_upcall:
// Call the C page fault handler.
pushl %esp // function argument: pointer to UTF
movl _pgfault_handler, %eax
call *%eax
addl $4, %esp // pop function argument
// Now the C page fault handler has returned and you must return
// to the trap time state.
// Push trap-time %eip onto the trap-time stack.
//
// Explanation:
// We must prepare the trap-time stack for our eventual return to
// re-execute the instruction that faulted.
// Unfortunately, we can't return directly from the exception stack:
// We can't call 'jmp', since that requires that we load the address
// into a register, and all registers must have their trap-time
// values after the return.
// We can't call 'ret' from the exception stack either, since if we
// did, %esp would have the wrong value.
// So instead, we push the trap-time %eip onto the *trap-time* stack!
// Below we'll switch to that stack and call 'ret', which will
// restore %eip to its pre-fault value.
//
// In the case of a recursive fault on the exception stack,
// note that the word we're pushing now will fit in the
// blank word that the kernel reserved for us.
//
// Throughout the remaining code, think carefully about what
// registers are available for intermediate calculations.You
// may find that you have to rearrange your code in non-obvious
// ways as registers become unavailable as scratch space.
//
// LAB 4: Your code here.
addl $8, %esp // 清除 fault_va 和 error code
movl 32(%esp), %eax // 取 trap-time-eip 到 eax
movl 40(%esp), %edx // 取 trap-time-esp 到 edx
subl $4, %edx // 在 trap-time的栈上开辟4字节用于存储 trap-time-eip
movl %eax, (%edx) // 将 trap-time-eip 保存到 trap-time-esp
movl %edx, 40(%esp) // 将修改后的trap-time esp保存回栈上
// Restore the trap-time registers.After you do this, you
// can no longer modify any general-purpose registers.
// LAB 4: Your code here.
popal // 恢复寄存器
// Restore eflags from the stack.After you do this, you can
// no longer use arithmetic operations or anything else that
// modifies eflags.
// LAB 4: Your code here.
addl $4, %esp // 跳过 eip
popfl // 恢复 eflags
// Switch back to the adjusted trap-time stack.
// LAB 4: Your code here.
popl %esp // 切换会 trap-time栈
// Return to re-execute the instruction that faulted.
// LAB 4: Your code here.
ret // 回到 trap-time的指令Part B 结束
来源:https://www.cnblogs.com/toso/p/18202341
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