lab6 实验报告

思考题

示例代码中，父进程操作管道的写端，子进程操作管道的读端。如果现在想让父进程作为“读者”，代码应当如何修改？

 #include <stdio.h>
 #include <stdlib.h>
 #include <unistd.h>

 int fildes[2];
 char buf[100];
 int status;

 int main() {
     status = pipe(fildes);

     if (status == -1) {
         printf("error\n");
     }

     switch (fork()) {
         case -1:
             break;

         case 0:               /* 子进程 */
             close(fildes[0]); /* 关闭不用的写端 */
             write(fildes[1], "Hello world\n", 12); /* 向管道中写数据 */
             close(fildes[1]); 
             exit(EXIT_SUCCESS);

         default:                       /* 父进程*/
             close(fildes[1]);         
             read(fildes[0], buf, 100); /* 从管道中读数据 */
             printf("father-process read:%s", buf); /* 打印读到的数据 */
             close(fildes[0]); 
             exit(EXIT_SUCCESS);
     }
 }

上面这种不同步修改 pp_ref 而导致的进程竞争问题在 user/lib/fd.c 中的 dup 函数中也存在。请结合代码模仿上述情景，分析一下我们的 dup 函数中为什么会出现预想之外的情况？

在 dup() 中，在两次的 syscall_mem_map 之间可能发生时间片结束 -> 进程切换。导致 pageref(pipe) 和 pageref(p[0/1]) 与预期不一致，导致错误发生。

具体分析见 tests/lab6_1/testpiperace.c 部分。
阅读上述材料并思考：为什么系统调用一定是原子操作呢？如果你觉得不是所有的系统调用都是原子操作，请给出反例。希望能结合相关代码进行分析说明。

我们 MOS 运行的 R3000 中，cpu 在遇到异常(此处为系统调用)时，会自动将 KUc 和IEc 设置为 0，进入内核态并关闭中断，在异常结束(系统调用结束时) ret_from_exception，调用 rfe 指令，恢复异常前的 KUc 和 IEc(o p c三级栈可实现异常重入)。

以下内容摘自，北航《操作系统》课程设计修订版MIPS R3000手册虽然我不知道为什么课程组反转了 KU 的取值，与官方手册相反 KUp, IEp ‘‘KU previous, IE previous’’:on an exception, the hardware takes the values of KUc and IEcand saves them here;
at the same time as changing the values ofKUc, IEc to [0, 0] (kernel mode, interrupts disabled). Theinstruction rfe can be used to copy KUp, IEp back into KUc, IEc.
- 按照上述说法控制 pipe_close 中 fd 和 pipe unmap 的顺序，是否可以解决上述场景的进程竞争问题？给出你的分析过程。
  
  是的。正常情况下就有 pageref(pipe) >= pageref(fd[0/1])。如果在 pipe_close 中先关闭 fd 再关闭 pipe，那么在 close(int fdnum) 中，pipe 和 fd 之间中断时， pageref(pipe) > \old(pageref(fd))-1。
```
1
2
   r = (*dev->dev_close)(fd);
   fd_close(fd);
```
- 我们只分析了 close 时的情形，在 fd.c 中有一个 dup 函数，用于复制文件描述符。试想，如果要复制的文件描述符指向一个管道，那么是否会出现与 close 类似的问题？请模仿上述材料写写你的理解。
是的。同理，在正常状态时，pageref(pipe) >= pageref(fd[0/1]),但是在 dup 的过程中，如果在两次 syscall_mem_map 之间发生中断切换进程，其它进程就有可能认为 pageref(pipe) == \old(pageref(fd))-1。

要避免这个问题，就可以先 syscall_mem_map pipe，再 syscall_mem_map fd，保证 \old(pageref(pipe))+1 > pageref(fd)。
思考以下三个问题。
- 认真回看 Lab5 文件系统相关代码，弄清打开文件的过程。
- 回顾 Lab1 与 Lab3，思考如何读取并加载 ELF 文件。
- 在 Lab1 中我们介绍了 data text bss 段及它们的含义，data 段存放初始化过的全局变量，bss 段存放未初始化的全局变量。关于 memsize 和 filesize ，我们在 Note1.3.4中也解释了它们的含义与特点。关于 Note 1.3.4，注意其中关于“bss 段并不在文件中占数据”表述的含义。回顾 Lab3 并思考：elf_load_seg() 和 load_icode_mapper()函数是如何确保加载 ELF 文件时，bss 段数据被正确加载进虚拟内存空间。bss 段在 ELF 中并不占空间，但 ELF 加载进内存后，bss 段的数据占据了空间，并且初始值都是 0。请回顾 elf_load_seg() 和 load_icode_mapper() 的实现，思考这一点是如何实现的？下面给出一些对于上述问题的提示，以便大家更好地把握加载内核进程和加载用户进程的区别与联系，类比完成 spawn 函数。
  
  elf_load_seg() 部分代码如下，在 bss 段加载入内存时，填充为0。
```
1
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3
4
5
6
   while (i < sgsize) {
       if ((r = map_page(data, va + i, 0, perm, NULL, MIN(bin_size - i, BY2PG))) != 0) {
           return r;
       }
       i += BY2PG;
   }
```

通过阅读代码空白段的注释我们知道，将标准输入或输出定向到文件，需要我们将其 dup 到 0 或 1 号文件描述符（fd）。那么问题来了：在哪步，0 和 1 被“安排”为标准输入和标准输出？请分析代码执行流程，给出答案。

user/init.c 中，有如下代码段

 // stdin should be 0, because no file descriptors are open yet
 if ((r = opencons()) != 0) {
     user_panic("opencons: %d", r);
 }
 // stdout
 if ((r = dup(0, 1)) < 0) {
     user_panic("dup: %d", r);
 }

在 shell 中执行的命令分为内置命令和外部命令。在执行内置命令时 shell 不需要 fork 一个子 shell，如 Linux 系统中的 cd 命令。在执行外部命令时 shell 需要 fork一个子 shell，然后子 shell 去执行这条命令。
据此判断，在 MOS 中我们用到的 shell 命令是内置命令还是外部命令？请思考为什么Linux 的 cd 命令是内部命令而不是外部命令？

MOS 中的命令都是外部命令，通过 fork() 生成子进程，子进程 runcmd(buf) (runcmd 内部 spawn 加载运行指定命令) 后 exit() 销毁。

cd 是简单的轻量命令，在linux系统加载运行时shell就被加载并驻留在系统内存中。内部命令是写在bashy源码里面的，其执行速度比外部命令快，因为解析内部命令shell不需要创建子进程。

实验难点

本次任务的难点在于 pipe 中对于竞争的理解，需要明白在我们的 MOS 以及 Linux 内核中“文件”的概念。

在 shell，还需要理清楚打开文件加载入内存进程调度运行的过程，了解运行命令的 shell 逻辑。

实验体会

本次实验较为耗时，我难得花了2天，以往的课下实验一般一天足矣。
本次实验完成了 pipe 和 shell，最后在自己完成的简单内核中打开 shell 的那一刻，真的十分兴奋。
6系的操作系统实验课安排的很好，学习体验良好。

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