一直想建立一个自己的blog，以前用过csdn，不过自从用了云笔记，就很久没更新blog了。看现在很流行用github搭建blog，所以决定玩一下，加上学过一点python，就选择了pelican这个python写的工具，顺便练练python。

1. virtualenv的使用

python开发的常用工具，使用这个工具可以隔离本项目依赖的环境设置，这样就能避免干扰其他项目的环境变量设置。virtualenv的使用参考：http://docs.python-guide.org/en/latest/dev/virtualenvs/. 常用命令：

• virtualenv venv：建立一个虚拟环境，会在当前目录中建立一个venv的目录，里面包含了这个虚拟环境所有的配置信息；
• virtualenv -p /usr/bin/python2.7 venv：指定venv环境使用python解释器；
• source venv/bin/activate：激活该虚拟环境，每次使用该命令进入虚拟环境；
• deactivate：退出虚拟环境；

2. 安装pelican

这个可在虚拟环境下安装，也可以就在本机环境下安装，

$: sudo …

这是lab4最后一个任务，实现进程间的通信IPC，主要完成kern/syscall.c里面的两个API： sys_ipc_recv和sys_ipc_try_send，以及lib/syscall.c的提供给用户的系统调用：ipc_recv和ipc_send。实现代码如下：

static int
sys_ipc_try_send(envid_t envid, uint32_t value, void *srcva, unsigned perm)
{
    // LAB 4: Your code here.
    struct Env *env = NULL;
    struct PageInfo *page = NULL;
    int r;

    if ((r = envid2env(envid, &env, 0)) < 0) {
        return r;
    }
    /* make sure that dst …

spinlock在多核多线程的场景中使用非常广泛，采用busy_wait_loop忙等待的方式，与信号量相比的优点在于不会进程上下文的切换（进程的调度），节省了进程切换带来的敖贵的系统开销。一般用spinlock时，要保证临界区的代码短小，等待的时间较短。linux内核中很多地方都使用了spinlock，如中断上下文中使用（多核），用户态多进程pthread提供了spinlock的API。spinlock的实现一般采用cpu提供的原子指令（atomic）来实现，如Test-and-Set，Compare-and-Swap。 JOS内核提供了spinlock，采用CAS（使用x86的xchg指令）方法实现。 spinlock的定义如下：

// Mutual exclusion lock.
struct spinlock {
    unsigned locked;       // Is the lock held?

#ifdef DEBUG_SPINLOCK
    // For debugging:
    char *name;            // Name of lock.
    struct CpuInfo *cpu;   // The CPU holding the lock …

一、多核启动

lab4将JOS扩展到多核上，让JOS支持SMP（symmetric multiprocessing，一个multiprocessor模型）。 关于multiprocessor与multicore的区别请看：https://software.intel.com/en-us/blogs/2008/04/17/the-difference-between-multi-core-and-multi-processing。 multiprocessor（multiCPUS）中每个cpu属于不同的chip，然后插在同一个主板上，cpu之前通过总线通信；而multicore是所有cpus都在同一个chip上，这样cpu之间的通信时延更低，更省电； 在SMP系统中，正常运行时所有cpu功能一样，但在启动时，cpu分为两类： 1）Bootstrap processor（BSP）：负责初始化并启动系统； 2）Application processors（AP）：os启动后被BSP激活。

在SMP系统中，每个cpu有一个APIC（LAPIC：高级可编程中断管理器）单元，专门负责传送中断信号，见kern/lapic.c，LAPIC给每个cpu分配一个唯一的ID …

两个模式切换涉及两个很重要的数据结构：Taskstate和TrapFrame，Taskstate前面已提到，这个在cpu初始化时会调用trap_init_percpu将设置这个结构体中的栈寄存器和段寄存器： tss->ts_esp0 = 每个cpu的栈top; tss->ts_ss0 = GD_KD; 内核的数据段选择子

每个cpu都有一个这样的结构：thiscpu->cpu_ts，这个是为了当从用户态切换到内核态时，让cpu能找到内核栈和数据段的地址。

TrapFrame用在内核态与用户态相互切换时，当从user mode切换到kernel mode时，cpu会将当前进程的状态信息以TrapFrame的形式 保存在cpu的内核栈上（内核栈地址由上面的tss给出），而当cpu从kernel mode返回时，会从内核栈上pop出进程的状态信息，然后继续进程的运行。 下面从两种模式切换时trapframe的作用。

1) 从user mode到kernel mode

发生这种切换时，内核也必须保存当前用户进程的状态，以便返回时可以继续执行，用户进程的状态就保存在TrapFrame结构中， 那么cpu是怎么做的呢？ 先看TrapFrame结构：

struct PushRegs {
    /* registers as pushed by pusha */
    uint32_t reg_edi;
    uint32_t reg_esi;
    uint32_t …

x86有两种类型的中断：

中断interrupt：主要指外设的中断； 异常exception：包括faults，traps，aborts，还有软中断（注意软中断也被当做异常处理）； x86使用下面两种机制来实现中断处理机制。

1. 中断描述符表IDT

x86允许256个中断，每个中断有一个中断向量interrupt vector，这个vector值在[0, 255]之间。当中断发生时，cpu使用这个vector来索引IDT，IDT与GDT类似，IDT中每一项都是一个描述符，叫IDT descriptors，有三种类型： task gates：用于hardware支持的任务切换； interrupt gates； trap gates； 每个描述符长为8字节，结构如下（由于task gate没用到，就不说了）：

那么中断的过程如下图：

当中断产生时，cpu使用vector来索引IDT，找到相应的描述符，从描述符中获取下面的东西： 将描述符里面值赋给eip，也就是将eip指向了中断处理服务例程的指令（就是讲上上面的图中selector和offset组成得到eip）； 将描述符里面的值赋给cs寄存器，包括特权级DPL，一般中断处理这个都为0，内核态处理 …

该练习主要完成内核加载用户进程，包括用户进程环境的初始化，创建用户进程，加载用户进程等。 主要完成以下几个函数的实现： * env_init()：初始化用户进程，配置每个段的优先级特权级；

• env_setup_vm()：给每个进程分配一个页目录，并初始化用户地址空间的内核部分；

• region_alloc()：给用户进程分配物理内存并将物理地址映射到进程的虚拟地址空间；

• load_icode()：解析用户进程elf文件，并加载到用户地址空间；

• env_create()：调用env_alloc和load_icode；

• env_run()：在用户模式下执行进程；

由于此时还没有文件系统，此时是将用户的进程elf文件嵌入到内核的image中，最后生成的 kernel.sym包含一些特殊的符号，这个符号实际上就是用户程序的elf文件，最后由内核加载 并执行。

每个用户进程都有一个相应的结构体：

struct Env {
    struct Trapframe env_tf;    // Saved registers
    struct Env *env_link;       // Next free Env
    envid_t env_id;         // Unique environment identifier
    envid_t env_parent_id;      // env_id …

这部分内容主要是完成物理页的初始化，完成物理页pages数组的映射，并初始化page_free_list。exercise1的内存布局如图， 前面（entry.S）提到内核的c代码被链接到了到0xF0100000处（下图中KERNBASE=0xF0000000），而entry.S最后使能了分页机制， 也就是进入内核的c代码后，所有的地址都是虚拟地址，也就是左边的地址空间，但是内核的c代码的物理内存仍在0x100000处， 所以要建立一个映射，也就是图中的映射。该练习主要完成一下几个函数：

boot_alloc()

mem_init() (only up to the call to check_page_free_list(1))

page_init()

page_alloc()

page_free()

1. boot_alloc

是开始阶段的内存分配，注意它是从end（内核所占空间的结尾）开始分配内存，后面的虚拟地址都是可用的，这个函数是以页为分配单位，就算n不足4KB，也会分配一页。

static void *
boot_alloc(uint32_t n)
{
    static char *nextfree …

lab2的exercise1主要完成物理页的管理，建立一个简单的内存管理机制，后面的练习需要用到内存分配都是这里完成的，小结一下exercise1的要点： 完成物理内存的管理机制：主要是建立pages[]与物理页的一一映射（包括设置可用和不可用的物理页，pages数组的index就是物理内存地址pa的高22位）； exercise2主要内容是完成y页目录和页表的建立，从而建立起虚拟地址空间与物理地址空间的映射，主要是实现以下几个函数：

• pgdir_walk()
• boot_map_region()
• page_lookup()
• page_remove()
• page_insert()

1. pgdir_walk

给定一个页目录，该函数返回一个虚拟地址对应的在页目录中的页表项page table entry（PTE）的地址。 当该虚拟地址对应的页表不存在时，会创建一个页表。后面几个函数的实现都会依赖该函数.

pte_t *
pgdir_walk(pde_t *pgdir, const void *va, int create)
{
    // Fill this function in
    pde_t pde;
    pte_t *pte;
    struct PageInfo *page;

    pde  = pgdir …

Press here