MIT 6.S081lecture笔记
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LECTURE 1
系统调用
![[file-20250308111825647.png]]
fork
1.8 fork系统调用 | MIT6.S081
我们调用了fork。fork会拷贝当前进程的内存，并创建一个新的进程，这里的内存包含了进程的指令和数据。之后，我们就有了两个拥有完全一样内存的进程。fork系统调用在两个进程中都会返回，在原始的进程中，fork系统调用会返回大于0的整数，这个是新创建进程的ID。而在新创建的进程中，fork系统调用会返回0。所以即使两个进程的内存是完全一样的，我们还是可以通过fork的返回值区分旧进程和新进程。
fork创建了一个新的进程。当我们在Shell中运行东西的时候，Shell实际上会创建一个新的进程来运行你输入的每一个指令。所以，当我输入ls时，我们需要Shell通过fork创建一个进程来运行ls，这里需要某种方式来让这个新的进程来运行ls程序中的指令，加载名为ls的文件中的指令（也就是后面的exec系统调用）。
exec wait
1.9 exec, wait系统调用 | MIT6.S081
int main(int argc,char * argv[])
//命令行参数数量（包括程序名本身）
//命令行参数的字符串
![[XV6-Chinese-2020.pdf#page=8&rect=88,81,518,160&color=yellow|XV6-Chinese-2020, p.8]]
exec(“echo”,argv)
从指定的文件echo读取并加载指令，并替代当前调用进程的指令，替换了当前进程的内存，加载新指令。argv为命令行参数
比如a
char * argv[]={“echo”,”this”,”is”,0};
先从echo文件加载指令替换当前进程的内存，在执行新加载的指令，等价于
echo this is
有关exec系统调用，有一些重要的事情，
exec系统调用会保留当前的文件描述符表单。所以任何在exec系统调用之前的文件描述符，例如0，1，2等。它们在新的程序中表示相同的东西。
通常来说exec系统调用不会返回，因为exec会完全替换当前进程的内存，相当于当前进程不复存在了，所以exec系统调用已经没有地方能返回了，只有出错的时候才会返回，压根没有这个文件就会返回-1
也就是说，先fork一个子进程，再exec掉子进程，执行指令，如果直接用shell进程调用exec，系统控制权就拿不回来了（exec直接把原进程覆盖掉了）
wait
![[XV6-Chinese-2020.pdf#page=8&rect=87,347,508,410&color=yellow|XV6-Chinese-2020, p.8]]
wait会等待之前创建的子进程退出。比如说在shell里等待指令执行完成。
Unix中的风格是，如果一个程序成功的退出了，那么exit的参数会是0，如果出现了错误，那么就会像第17行一样，会向exit传递1。所以，如果你关心子进程的状态的话，父进程可以读取wait的参数，并决定子进程是否成功的完成了。
wait 等待第一个子进程退出，wait会返回，如果要等待两个子进程都退出，那你就需要两个wait
由于exec的特性，如果fork先拷贝了父进程的所有内存,exec再整个丢掉，这很浪费，需要优化
###I/0
1.10 I/O Redirect | MIT6.S081
![[XV6-Chinese-2020.pdf#page=9&rect=91,260,512,338&color=yellow|XV6-Chinese-2020, p.9]]
每个进程都有一个从0开始的文件描述符私有空间；
按照约定，一个进程从0（标准输入）读取数据，从1（标准输出）写入输出，向2(标准错误)写入错误信息；
文件描述符
本质上对应了内核中的一个表单数据。内核维护了每个运行进程的状态，内核会为每一个运行进程保存一个表单，表单的key是文件描述符。这个表单让内核知道，每个文件描述符对应的实际内容是什么。这里比较关键的点是，每个进程都有自己独立的文件描述符空间，所以如果运行了两个不同的程序，对应两个不同的进程，如果它们都打开一个文件，它们或许可以得到相同数字的文件描述符，但是因为内核为每个进程都维护了一个独立的文件描述符空间，这里相同数字的文件描述符可能会对应到不同的文件。
虽然fork复制了文件描述符表，但是每个底层文件的偏移量都是父子共享的
read write
第一个参数是文件描述符，指向一个之前打开的文件。Shell会确保默认情况下，当一个程序启动时，文件描述符0连接到console(控制台）的输入，文件描述符1连接到了console的输出。所以我可以通过这个程序看到console打印我的输入。当然，这里的程序会预期文件描述符已经被Shell打开并设置好。这里的0，1文件描述符是非常普遍的Unix风格，许多的Unix系统都会从文件描述符0读取数据，然后向文件描述符1写入数据。
文件描述符
0 从控制台输入，1控制台输出，2，错误
read的第二个参数是指向某段内存的指针，程序可以通过指针对应的地址读取内存中的数据，这里的指针就是代码中的buf参数。在代码第10行，程序在栈里面申请了64字节的内存，并将指针保存在buf中，这样read可以将数据保存在这64字节中。
read的第三个参数是代码想读取的最大长度，sizeof(buf)表示，最多读取64字节的数据，所以这里的read最多只能从连接到文件描述符0的设备，也就是console中，读取64字节的数据。
read的返回值可能是读到的字节数，在上面的截图中也就是6（xyzzy加上结束符）。read可能从一个文件读数据，如果到达了文件的结尾没有更多的内容了，read会返回0。如果出现了一些错误，比如文件描述符不存在，read或许会返回-1。在后面的很多例子中，比如第16行，我都没有通过检查系统调用的返回来判断系统调用是否出错，但是你应该比我更加小心，你应该清楚系统调用通常是通过返回-1来表示错误，你应该检查所有系统调用的返回值以确保没有错误。
read，write系统调用，它们并不关心读写的数据格式，它们就是单纯的读写，而copy程序会按照8bit的字节流处理数据，你怎么解析它们，完全是用应用程序决定的。所以应用程序可能会解析这里的数据为C语言程序，但是操作系统只会认为这里的数据是按照8bit的字节流。
shell 重定向
向shell输入内容 相当于告诉shell运行相应程序
输出重定向 ls > out
grep x < out
编译器与系统调用？ecall（environment call)，特权指令，允许用户态程序请求操作系统内核的服务，将控制权交给内核。
close
close系统调用会释放一个文件描述符，使它可以被以后的open,pipe,dup等所重用；新分配的文件描述符总是当前进程中最小的未被使用的描述符
![[XV6-Chinese-2020.pdf#page=10&rect=80,62,520,302&color=yellow|XV6-Chinese-2020, p.10]]
open
![[XV6-Chinese-2020.pdf#page=11&rect=88,592,510,650&color=yellow|XV6-Chinese-2020, p.11]]
open(“output.txt,标志位)
open系统调用，将文件名output.txt作为参数传入，第二个参数是一些标志位，用来告诉open系统调用在内核中的实现：我们将要创建并写入一个文件。open系统调用会返回一个新分配的文件描述符，这里的文件描述符是一个小的数字，可能是2，3，4或者其他的数字。
之后，这个文件描述符作为第一个参数被传到了write，write的第二个参数是数据的指针，第三个参数是要写入的字节数。数据被写入到了文件描述符对应的文件中。
dup
![[XV6-Chinese-2020.pdf#page=11&rect=86,75,509,230&color=yellow|XV6-Chinese-2020, p.11]]
dup复制的文件描述符跟原来的一样，共享一个偏移量，就像fork复制的文件描述符一样。
管道
管道是一个小的内核缓冲区，作为一对文件描述符暴露给进程，一端读一端写，为进程间提供了一种通信方式
上文提到，close系统调用会释放一个文件描述符。
则此时dup(p[1])复制出的新文件描述符会被分配到0，即该进程的标准输入，这样就实现了父子进程通信；
要注意关闭管道的两端
xv6 源码解读
类似于ls | grep命令的实现
chdir
类似linux的cd，改变当前进程的目录
mkdir
创建一个新的目录
mknod
创建一个新的设备文件
inode 索引节点
fstat
从文件描述符应用的inode中检索信息，定义在stat.h的stat结构中
link
创建引用同一个inode的文件
link(‘a’,’b’)
访问a,b的效果是一样的;
unlink
从文件系统中删除一个文件名，只有文件的链接数为0且没有文件描述符引用它时，该文件才会被彻底删除；
LECTURE 3
一个操作系统必须满足三个要求：多路复用，隔离和交互
操作系统隔离性：3.2 操作系统隔离性（isolation） | MIT6.S081
原因
这里的核心思想相对来说比较简单。我们在用户空间有多个应用程序，例如Shell，echo，find。但是，如果你通过Shell运行你们的Prime代码（lab1中的一个部分）时，假设你们的代码出现了问题，Shell不应该会影响到其他的应用程序。举个反例，如果Shell出现问题时，杀掉了其他的进程，这将会非常糟糕。所以你需要在不同的应用程序之间有强隔离性*。
类似的，操作系统某种程度上为所有的应用程序服务。当你的应用程序出现问题时，你会希望操作系统不会因此而崩溃。比如说你向操作系统传递了一些奇怪的参数，你会希望操作系统仍然能够很好的处理它们（能较好的处理异常情况）。所以，你也需要在应用程序和操作系统之间有强隔离性。
通常来说，如果没有操作系统，应用程序会直接与硬件交互。比如，应用程序可以直接看到CPU的多个核，看到磁盘，内存。所以现在应用程序和硬件资源之间没有一个额外的抽象层。这对于隔离不是一个很好的设计。
实现 multiplexinf(cpu在多进程同分时复用) ，内存隔离
例子
协同调度:如果是一个shell里有个死循环的程序，shell永远都不会释放cpu
内存
如果没有隔离，两个应用程序的内存之间都没有边界，直接写在物理内存里。程序的内存可能会相互覆盖
设计:接口被进行设计，抽象了硬件资源，实现强隔离和多路复用；
fork
:进程抽象了cpu，应用程序只能和进程交互；这样操作系统才能在多个应用程序之间复用一个或者多个CPU。
cpu被分时复用,CPU运行一个进程一段时间，再运行另一个进程。
exec:
认为exec抽象了内存。当我们在执行exec系统调用的时候，我们会传入一个文件名，而这个文件名对应了一个应用程序的内存镜像。内存镜像里面包括了程序对应的指令，全局的数据。应用程序可以逐渐扩展自己的内存，但是应用程序并没有直接访问物理内存的权限，例如应用程序不能直接访问物理内存的1000-2000这段地址。不能直接访问的原因是，操作系统会提供内存隔离并控制内存，操作系统会在应用程序和硬件资源之间提供一个中间层。exec是这样一种系统调用，它表明了应用程序不能直接访问物理内存。
files
另一个例子是files，files基本上来说抽象了磁盘。应用程序不会直接读写挂在计算机上的磁盘本身，并且在Unix中这也是不被允许的。在Unix中，与存储系统交互的唯一方式就是通过files。Files提供了非常方便的磁盘抽象，你可以对文件命名，读写文件等等。之后，操作系统会决定如何将文件与磁盘中的块对应，确保一个磁盘块只出现在一个文件中，并且确保用户A不能操作用户B的文件。通过files的抽象，可以实现不同用户之间和同一个用户的不同进程之间的文件强隔离。
操作系统防御性：3.3 操作系统防御性（Defensive） | MIT6.S081
需要强大的隔离
硬件隔离：supervisor mode/kernel mode page table virtual memory
机器模式 machine mode
在该模式下执行的指令有完全的权限，主要用于配置计算机，然后转为super模式
supervisor:kernel mode
cpu被允许执行==特权指令==
举个例子，当一个应用程序尝试执行一条特殊权限指令，因为不允许在user mode执行特殊权限指令，处理器会拒绝执行这条指令。通常来说，这时会将控制权限从user mode切换到kernel mode，当操作系统拿到控制权之后，或许会杀掉进程，因为应用程序执行了不该执行的指令
运行在内核空间(或者说super模式）的软件称呼为内核；
usermode
只能运行普通权限的指令。
usermode->kernelmode
补充内容：用户程序会通过系统调用来切换到kernel mode。当用户程序执行系统调用，会通过ECALL触发一个软中断（software interrupt），软中断会查询操作系统预先设定的中断向量表，并执行中断向量表中包含的中断处理程序。中断处理程序在内核中，这样就完成了user mode到kernel mode的切换，并执行用户程序想要执行的特殊权限指令。
我们可以认为user/kernel mode是分隔用户空间和内核空间的边界，用户空间运行的程序运行在user mode，内核空间的程序运行在kernel mode。操作系统位于内核空间。
ecall ：唯一也是专门的指令，能够让应用程序将控制权交给内核
当一个用户程序想要将程序执行的控制权转移到内核，它只需要执行ECALL指令，并传入一个数字。这里的数字参数代表了应用程序想要调用的System Call。
ECALL会跳转到内核中一个特定，由内核控制的位置。在XV6中存在一个唯一的系统调用接入点，每一次应用程序执行ECALL指令，应用程序都会通过这个接入点进入到内核中。举个例子，不论是Shell还是其他的应用程序，当它在用户空间执行fork时，它并不是直接调用操作系统中对应的函数，而是调用ECALL指令，并将fork对应的数字作为参数传给ECALL。之后再通过ECALL跳转到内核。
下图中通过一根竖线来区分用户空间和内核空间，左边是用户空间，右边是内核空间。在内核侧，有一个位于syscall.c的函数syscall，每一个从应用程序发起的系统调用都会调用到这个syscall函数，syscall函数会检查ECALL的参数，通过这个参数内核可以知道需要调用的是fork
页表page table(这里往下是虚拟内存)
xv6使用页表为每个进程提供了自己的地址空间，risc-v页表将虚拟地址转换成物理地址；
进程的用户空间内存地址是从虚拟地址0开始的，
存放顺序：指令-》全局变量-》栈-》堆区（malloc)
内核
TCB:可被信任的计算空间（Trusted Computing Base
- 要被称为TCB，内核首先要是正确且没有Bug的。假设内核中有Bug，攻击者可能会利用那个Bug，并将这个Bug转变成漏洞，这个漏洞使得攻击者可以打破操作系统的隔离性并接管内核。所以内核真的是需要越少的Bug越好（但是谁不是呢）。
- 另一方面，内核必须要将用户应用程序或者进程当做是恶意的。内核的设计人员在编写和实现内核代码时，必须要有安全的思想。这个目标很难实现，因为当你的操作系统变得足够大的时候，很多事情就不是那么直观了。几乎每一个你用过的或者被广泛使用的操作系统，时不时的都有一个安全漏洞。就算被修复了，但是过了一段时间，又会出现一个新的漏洞。我们之后会介绍为什么很难让所有部分都正确工作，但是你要知道是内核需要做一些tricky的工作，需要操纵硬件，需要非常小心做检查，所以很容易就出现一些小的疏漏，进而触发一个Bug。这也是可以理解的。
宏内核
整个操作系统代码都运行在kernel mode。大多数的Unix操作系统实现都运行在kernel mode。比如，XV6中，所有的操作系统服务都在kernel mode中，这种形式被称为Monolithic Kernel Design。所有系统调用的实现都在super模式下进行；
特点
- 代码居多，从安全的角度来说，在内核中有大量的代码是宏内核的缺点。
- 宏内核的优势在于，因为这些子模块现在都位于同一个程序中，它们可以紧密的集成在一起，这样的集成提供很好的性能。例如Linux，它就有很不错的性能。
微内核
减少内核中的代码，它被称为Micro Kernel Design。在这种模式下，希望在kernel mode中运行尽可能少的代码。所以这种设计下还是有内核，但是内核只有非常少的几个模块。在用户模式下执行操作系统的大部分代码。
但是在和内核的交互中存在一点问题：
比如Shell调用了exec，必须有种方式可以接入到文件系统中。通常来说，这里工作的方式是，Shell会通过内核中的IPC系统发送一条消息，内核会查看这条消息并发现这是给文件系统的消息，之后内核会把消息发送给文件系统。文件系统会完成它的工作之后会向IPC系统发送回一条消息说，这是你的exec系统调用的结果，之后IPC系统再将这条消息发送给Shell
通过消息实现系统调用,是宏内核跳转的两倍
特点
- 在内核中的代码的数量较小，更少的代码意味着更少的Bug。
- 在user/kernel mode反复跳转带来的性能损耗。
- 在一个类似宏内核的紧耦合系统，各个组成部分，例如文件系统和虚拟内存系统，可以很容易的共享page cache。而在微内核中，每个部分之间都很好的隔离开了，这种共享更难实现。进而导致更难在微内核中得到更高的性能。
xv6内核
模块间的接口在kernel/defs.h被定义
代码介绍
kernel
里面包含了基本上所有的内核文件。因为XV6是一个宏内核结构，这里所有的文件会被编译成一个叫做kernel的二进制文件，然后这个二进制文件会被运行在kernle mode中。
user
基本上是运行在user mode的程序。这也是为什么一个目录称为kernel，另一个目录称为user的原因。
mkfs
它会创建一个空的文件镜像，我们会将这个镜像存在磁盘上，这样我们就可以直接使用一个空的文件系统
内核编译
Makefile会为所有内核文件做相同的操作，比如说pipe.c，会按照同样的套路，先经过gcc编译成pipe.s，再通过汇编解释器生成pipe.o。
之后，系统加载器（Loader）会收集所有的.o文件，将它们链接在一起，并生成内核文件。
这里生成的内核文件就是我们将会在QEMU中运行的文件。同时，为了你们的方便，Makefile还会创建kernel.asm，这里包含了内核的完整汇编语言，你们可以通过查看它来定位究竟是哪个指令导致了Bug。
qemu
当你想到QEMU时，你不应该认为它是一个C程序，你应该把它想成是下图，一个真正的主板。
process overview
隔离单位，进程抽象，为程序提供一种整个机器是它自己私有的错觉，私有的cpu,只有自己执行指令等；
proc结构体
存放了很多内核状态：页表，内核栈，运行状态；
用p->xxx 表示Proc结构的元素
线程
每一个进程都会有一个执行线程；如果在进程之间进行透明的切换，内存会暂停当前运行的线程，然后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中；
每个进程有两个栈：用户栈，内核栈；
进程的线程在用户栈和内核栈中交替执行。
进程的线程可以在内核中阻塞等待i/o。等待i/o完成后，再从离开的地方恢复。
启动和运行第一个进程
？？？？看不太懂
lecture 6
Traps and system calls
有三种时间会导致cpu搁置普通指令的执行
[!PDF|] XV6-Chinese-2020, p.32
有三种事件会导致 CPU 搁置普通指令的执行，强制将控制权转移给处理该事件的特殊代码。一种情况是系统调用，当用户程序执行 ecall 指令要求内核为其做某事时。另一种情况是异常：一条指令（用户或内核）做了一些非法的事情，如除以零或使用无效的虚拟地址。第三种情况是设备中断，当一个设备发出需要注意的信号时，例如当磁盘硬件完成一个读写请求时。
系统调用 ecall
异常
设备中断
我们希望被中断的代码意识不到trap,通常的顺序是
[!PDF|yellow] XV6-Chinese-2020, p.33trap 迫使控制权转移到内核；内核保存寄存器和其他状态，以便恢复执行；内核执行适当的处理程序代码（例如，系统调用实现或设备驱动程序）；内核恢复保存的状态，并从 trap 中返回；代码从原来的地方恢复。
Xv6 trap处理的四个阶段
补充 调度
进程调度的时机
进程调度的方式
闲逛进程
进程调度
FIFO FCFS 先来先服务
SJF 最短任务优先 STCF 最短完成时间优先
RR 时间片轮转
MLFQ 多级反馈队列
link
