exec
exec指令用新程序替代当前进程的内存和寄存器，但保留文件描述符、进程id、父进程不变。1
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113//exec.c
int
exec(char *path, char **argv)
{
char *s, *last;
int i, off;
uint argc, sz, sp, ustack[3+MAXARG+1];
struct elfhdr elf;
struct inode *ip;
struct proghdr ph;
pde_t *pgdir, *oldpgdir;
begin_op();
if((ip = namei(path)) == 0){//寻找name对应的inode
end_op();
return -1;
}
ilock(ip);
pgdir = 0;
// Check ELF header
//读取程序的elf
if(readi(ip, (char*)&elf, 0, sizeof(elf)) < sizeof(elf))// Read data from inode.
goto bad;
if(elf.magic != ELF_MAGIC)
goto bad;
//创建内核页目录，映射内核空间。实际上是创建二级页表，并在二级页表项上存储物理地址。
//页目录项所存页表的权限是用户可读写,二级页表项所存物理页的权限按照kmap设定
if((pgdir = setupkvm()) == 0)
goto bad;
// Load program into memory.
//根据inode和elf程序头表偏移量, 按段读取程序
sz = 0;
for(i=0, off=elf.phoff; i<elf.phnum; i++, off+=sizeof(ph)){
//读取段的程序头表项
if(readi(ip, (char*)&ph, off, sizeof(ph)) != sizeof(ph))
goto bad;
if(ph.type != ELF_PROG_LOAD)
continue;
if(ph.memsz < ph.filesz)
goto bad;
if(ph.vaddr + ph.memsz < ph.vaddr)
goto bad;
//根据段的虚拟地址及段占据的内存大小分配物理空间,该过程会将程序的虚拟地址映射到分配到的物理页地址上
//二级页表项所存物理页的权限是用户可读写
if((sz = allocuvm(pgdir, sz, ph.vaddr + ph.memsz)) == 0)
goto bad;
if(ph.vaddr % PGSIZE != 0)
goto bad;
//根据程序头表项信息读取段到内存中
if(loaduvm(pgdir, (char*)ph.vaddr, ip, ph.off, ph.filesz) < 0)
goto bad;
}
iunlockput(ip);
end_op();
ip = 0;
// Allocate two pages at the next page boundary.
// Make the first inaccessible. Use the second as the user stack.
sz = PGROUNDUP(sz);
//继续为程序分配两页物理空间,二级页表项所存物理页的权限是用户可读写
//取消第一页用户可读写权限，第二页作为用户栈
if((sz = allocuvm(pgdir, sz, sz + 2*PGSIZE)) == 0)
goto bad;
clearpteu(pgdir, (char*)(sz - 2*PGSIZE));
sp = sz;
// Push argument strings, prepare rest of stack in ustack.
for(argc = 0; argv[argc]; argc++) {
if(argc >= MAXARG)
goto bad;
sp = (sp - (strlen(argv[argc]) + 1)) & ~3;
if(copyout(pgdir, sp, argv[argc], strlen(argv[argc]) + 1) < 0)
goto bad;
ustack[3+argc] = sp;
}
ustack[3+argc] = 0;
ustack[0] = 0xffffffff; // fake return PC
ustack[1] = argc;
ustack[2] = sp - (argc+1)*4; // argv pointer
sp -= (3+argc+1) * 4;
if(copyout(pgdir, sp, ustack, (3+argc+1)*4) < 0)
goto bad;
// Save program name for debugging.
for(last=s=path; *s; s++)
if(*s == '/')
last = s+1;
safestrcpy(proc->name, last, sizeof(proc->name));
// Commit to the user image.
oldpgdir = proc->pgdir;
proc->pgdir = pgdir;
proc->sz = sz;
proc->tf->eip = elf.entry; // main
proc->tf->esp = sp;
switchuvm(proc);//设置cpu环境后，加载进程的页目录地址到cr3
freevm(oldpgdir);
return 0;
bad:
if(pgdir)
freevm(pgdir);
if(ip){
iunlockput(ip);
end_op();
}
return -1;
}
注意到，exec改变的有进程的页目录、用户空间内容、用户空间size、进程的tf->eip、tf->esp、用户栈、进程名，没有改变的有进程文件描述符、进程pid、父进程、内核栈、进程状态、当前目录等。
exec的整体思路是：1、根据程序路径查找对应的inode；2、根据inode读取程序的elf信息；3、调用setupkvm()创建页目录，并映射内核空间（页目录项所存页表的权限是用户可读写，二级页表项所存物理页的权限按照kmap设定）；4、根据inode和elf程序头表偏移量，按段读取程序。每次循环时：4.1、先读取段的程序头表项，程序头表项包含段的虚拟地址及段占据的内存大小，4.2、根据信息调用allocuvm()分配出物理空间，分配过程会将程序的虚拟地址映射到分配到的物理页地址上，二级页表项所存物理页的权限是用户可读写，4.3、根据程序头表项信息（段偏移及段的文件大小）读取段到内存中；5、继续为程序分配两页物理空间，二级页表项所存物理页的权限是用户可读写，取消第一页用户可读写权限，第二页将作为用户栈。6、构建用户栈数据（参数等，见下）；7、更新进程的页目录、用户空间size、进程的tf->eip为elf.entry(main)、tf->esp为用户栈指针当前位置，然后调用switchuvm()函数设置cpu环境，加载进程的页目录地址到cr3，释放旧页目录空间；8、返回trapret处，切换为用户态，返回执行新程序代码，不返回执行旧程序代码。
fork
fork用于创建新进程，并且复制当前进程的页目录、tramframe、内存空间大小、文件描述符、当前目录等。1
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53//proc.c
int
fork(void)
{
int i, pid;
struct proc *np;
// Allocate process.
//在进程表中寻找slot，成功的话更改进程状态和pid，并初始化进程的内核栈
//注意子进程使用的是新的内核栈
if((np = allocproc()) == 0){
return -1;
}
// Copy process state from p.
//copy一个进程的页目录对应的所有内容，思路是：首先创建新的页目录；
//在进程的用户空间虚拟地址范围内，由虚拟地址0x0开始，取得映射的物理页地址，然后申请新的物理页，将前者物理页的内容copy到后者；
//取出二级页表项的flag，当前虚拟地址映射到新物理页地址，其二级页表项权限设为flag。
if((np->pgdir = copyuvm(proc->pgdir, proc->sz)) == 0){ //see in vm.c
kfree(np->kstack);
np->kstack = 0;
np->state = UNUSED;
return -1;
}
np->sz = proc->sz; //设置进程的用户空间范围
np->parent = proc; //设置进程的父进程
*np->tf = *proc->tf; //设置进程的tramframe,这是结构体的值传递???
// Clear %eax so that fork returns 0 in the child.
np->tf->eax = 0;
//复制fd
for(i = 0; i < NOFILE; i++)
if(proc->ofile[i])
np->ofile[i] = filedup(proc->ofile[i]);
np->cwd = idup(proc->cwd);//复制当前目录
safestrcpy(np->name, proc->name, sizeof(proc->name));
pid = np->pid;
acquire(&ptable.lock);
np->state = RUNNABLE;//父进程必须在子进程的所有内容设置完毕后，才改为runnable，才能被cpu调度
release(&ptable.lock);
return pid;
//对于父进程而言，其系统调用的结果（子进程的pid）将在syscall.c中赋值到tf->eax中，
//然后在trapasm.S中弹出到eax，最终被用户进程获取。
//对于子进程而言，其复制了父进程的用户空间内容（包括代码），并使用新的内核栈，
//内核栈中trapframe的内容复制于父进程（包括下一条指令的eip，这条指令往往是从eax获取系统调用结果），
//并将eax的值改为0，这样子当cpu调度到子进程的时候，内核会将子进程的trapframe弹出，子进程将执行eip指向的指令，即从eax获取系统调用结果，所以获取到的pid是0。
}
注意到，fork新建并复制的内容有进程的内核栈（copy了tramframe）、页目录、用户空间内容，改变的内容有进程的父进程、进程的tf->eax、进程状态，复制的有用户空间size、进程的tramframe、进程的文件描述符、当前目录、进程名等。
fork的过程是：1、在进程表中寻找slot，成功的话更改进程状态和pid，并初始化进程的内核栈。注意子进程使用的是新的内核栈。2、copy当前进程的页目录对应的所有内容，思路是：首先创建新的页目录；在进程的用户空间虚拟地址范围内，由虚拟地址0x0开始，取得映射的物理页地址，然后申请新的物理页，将前者内容copy到后者；取出二级页表项的flag，当前虚拟地址映射到新物理页地址，其二级页表项权限设为flag。3、设置进程的用户空间范围、进程的父进程、进程的tramframe（值传递）。4、清除新进程tf->eax为0，所以子进程的fork返回值为0。5、复制fd、当前目录、进程名。6、设置进程状态为RUNNABLE。7、父进程返回pid。
遗留的问题
1 | 1、inode以及目录项的设计 |