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引言

操作系统满足的条件：多路复用、隔离、交互
Xv6运行在多核RISC-V微处理器上
- RISC-V是一个64位的中央处理器
- 基于“LP64”的C语言编写
- long（L）和指针（P）变量是64位，但int是32位

抽象系统资源

Unix应用程序只通过文件系统的open、read、write和close系统调用与存储交互，而不是直接读写磁盘
Unix进程使用exec来构建它们的内存映像，而不是直接与物理内存交互

用户态，核心态，以及系统调用

用户态=用户模式=目态

核心态=管理模式=管态

CPU为强隔离提供硬件支持
RISC-V有三种CPU可以执行指令的模式：机器模式(Machine Mode)、用户模式(User Mode)和管理模式(Supervisor Mode)
机器模式：
- 执行的指令具有完全特权
- CPU在机器模式下启动
- 主要用于配置计算机
- 执行部分代码后，进入管理模式
管理模式：
- CPU被允许执行特权指令，在内核空间中运行
  - 启用和禁用中断、读取和写入保存页表地址的寄存器
- 内核：在此模式下（或内核空间）中运行的软件
用户模式：
- 程序无法执行特权指令，而是要切换到管理模式
  - 所以想要调用内核函数（像read）的应用程序，必须过度到内核
  - ecall指令：将CPU从用户模式切换到管理模式，并在内核指定的入口点进入内核—>入口点绝对是内核决定的
  - 内核对应用程序请求的操作有决定权
- 应用程序执行用户模式的指令，在用户空间中运行

内核组织

宏内核（monolithic kernel）：整个操作系统都驻留在内核中，所有系统调用的实现都以管理模式运行
- 优点：整个操作系统以完全的硬件特权运行；操作系统的不同部分更容易合作
- 缺点：不同部分之间的接口通常很复杂，管理模式中的错误经常会导致内核失败
- 解决办法：减少在管理模式下运行的操作系统代码量，并**在用户模式下执行大部分操作系统 **—> 微内核（microkernel）

在这里插入图片描述

文件系统作为用户级进程运行
服务器：作为进程运行的操作系统服务

客户/服务器（Client/Server）模式:

单机微内核操作系统都采用客户/服务器模式，将操作系统中最基本的部分放入内核中，而把操作系统的绝大部分功能都放在微内核外面的一组服务器(进程)中实现
为了允许应用程序与文件服务器交互，内核提供了允许从一个用户态进程向另一个用户态进程发送消息的进程间通信机制。例如，如果像shell这样的应用程序想要读取或写入文件，它会向文件服务器发送消息并等待响应。
xv6属于宏内核
- 因此，xv6内核接口对应于操作系统接口，内核实现了完整的操作系统

xv6架构

XV6的源代码位于**kernel /**子目录中
源代码按照模块化的概念划分为多个文件
模块间的接口都被定义在了def.h（kernel/defs.h）

文件	描述
bio.c	文件系统的磁盘块缓存
console.c	连接到用户的键盘和屏幕
entry.S	首次启动指令
exec.c	`exec()`系统调用
file.c	文件描述符支持
fs.c	文件系统
kalloc.c	物理页面分配器
kernelvec.S	处理来自内核的陷入指令以及计时器中断
log.c	文件系统日志记录以及崩溃修复
main.c	在启动过程中控制其他模块初始化
pipe.c	管道
plic.c	RISC-V中断控制器
printf.c	格式化输出到控制台
proc.c	进程和调度
sleeplock.c	Locks that yield the CPU
spinlock.c	Locks that don’t yield the CPU.
start.c	早期机器模式启动代码
string.c	字符串和字节数组库
swtch.c	线程切换
syscall.c	Dispatch system calls to handling function.
sysfile.c	文件相关的系统调用
sysproc.c	进程相关的系统调用
trampoline.S	用于在用户和内核之间切换的汇编代码
trap.c	对陷入指令和中断进行处理并返回的C代码
uart.c	串口控制台设备驱动程序
virtio_disk.c	磁盘设备驱动程序
vm.c	管理页表和地址空间

进程概述

Xv6中的隔离单位是一个进程
进程抽象防止一个进程破坏或监视另一个进程的内存、CPU、文件描述符等。它还防止一个进程破坏内核本身
内核用来实现进程的机制包括：用户/管理模式标志、地址空间和线程的时间切片
Xv6使用页表（由硬件实现）为每个进程提供自己的地址空间

RISC-V页表将虚拟地址（RISC-V指令操纵的地址）转换（或“映射”）为物理地址（CPU芯片发送到主存储器的地址）

在这里插入图片描述

操作系统可能会使用不同的虚拟地址空间部分来隔离栈和堆，或者出于安全性考虑，操作系统可能会将栈映射到较低的虚拟地址，以减少栈溢出对其他部分的潜在影响

(xv6和我们的x86可能就是不太一样)

Xv6为每个进程维护一个单独的页表，定义了该进程的地址空间
硬件在页表中查找虚拟地址时只使用低39位；xv6只使用这39位中的38位。因此，最大地址是2^38-1=0x3fffffffff，即MAXVA（定义在kernel/riscv.h:348）
xv6为trampoline（用于在用户和内核之间切换）和trapframe（用于映射进程切换到内核）分别保留了一个页面
xv6内核为每个进程维护许多状态片段，并将它们聚集到一个proc(kernel/proc.h:86)结构体中
- 一个进程最重要的内核状态片段是它的页表、内核栈区和运行状态
- 使用符号p->xxx来引用proc结构体的元素
  - p->pagetable：指向该进程页表的指针
  - p->kstack：内核栈区
  - p->state：表明进程是已分配、就绪态、运行态、等待I/O中（阻塞态）还是退出
每个进程都有一个执行线程（或简称线程）来执行进程的指令
- 在进程之间切换：内核挂起当前运行的线程，并恢复另一个进程的线程
- 线程的大部分状态存储在线程的栈区上
- 线程可以在内核中“阻塞”等待I/O，并在I/O完成后恢复到中断的位置
每个进程有两个栈区：一个用户栈区和一个内核栈区（p->kstack）
- 用户栈：进程执行用户指令时
- 内核栈：进程进入内核（由于系统调用或中断）时，内核代码在上面执行

一个进程可以通过执行RISC-V的ecall指令进行系统调用，该指令提升硬件特权级别，并将程序计数器（PC）更改为内核定义的入口点，入口点的代码切换到内核栈，执行实现系统调用的内核指令，当系统调用完成时，内核切换回用户栈，并通过调用sret指令返回用户空间，该指令降低了硬件特权级别，并在系统调用指令刚结束时恢复执行用户指令

启动xv6和第一个进程

RISC-V计算机上电时,它会初始化自己并运行一个存储在只读内存中的引导加载程序
引导加载程序将xv6内核加载到内存中

此时页式硬件被禁用

因此虚拟地址将直接映射到物理地址

加载到物理地址为0x80000000的内存中

因为地址范围0x0 ~ 0x80000000包含I/O设备，所以从0x80000000开始
机器模式下，中央处理器从_entry (kernel/entry.S:6)开始运行xv6
_entry的指令设置了一个栈区，这样xv6就可以运行C代码

Xv6在*start. c (kernel/start.c:11)文件中为初始栈stack0***声明了空间

栈是向下扩展的，所以_entry的代码将栈顶地址stack0+4096加载到栈顶指针寄存器sp中

此时内核有了栈区，_entry便调用C代码start(kernel/start.c:21)
函数start在机器模式下执行部分操作，然后切换到管理模式

其中一个操作是：对时钟芯片进行编程以产生计时器中断

指令mret：进入管理模式

~~但这里是用到其他的方式~~
在main(kernel/main.c:11)初始化几个设备和子系统后，便通过调用userinit (kernel/proc.c:212)创建第一个进程

第一个进程执行一个小型程序：initcode. S (**user/initcode.S:**1)

它通过调用exec系统调用重新进入内核

exec用一个新程序（本例中为 /init）替换当前进程的内存和寄存器
当内核完成exec，该小型程序就返回/init进程中的用户空间

有时候，init(*user/init.c*:15)将创建一个新的控制台设备文件，然后以文件描述符0、1和2打开它

然后它在控制台上启动一个shell
系统启动完毕

目录

引言

抽象系统资源

用户态，核心态，以及系统调用

用户态=用户模式=目态

核心态=管理模式=管态

内核组织

xv6架构

进程概述

启动xv6和第一个进程