朱汉峰
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这部分内容主要和系统进程相关，首先从磁盘载入ELF格式的二进制文件，然后加载到指定的内存位置，并为进程分配相应的环境，然后开始执行代码。除了进程的调度外，其它和进程相关的内容这部分都有些涉及，所以工作量还是不小的。当然如果原来就对linux系统的底层代码很熟悉的话，这个部分做起来还是挺快的。
这个练习和lab 2中为页表分配空间非常类似，主要就是给envs分配空间，并进行映射，关键代码如下：
envs = boot_alloc(NENV * sizeof(struct Env));
boot_map_region(kern_pgdir, UENVS,
ROUNDUP(NENVS*sizeof(struct Env), PGSIZE),
PADDR(envs),
PTE_U | PTE_P);
和环境相关的内容主要都包含在这个练习中，从环境的初始化(类似与lab 2中页表的初始化)到ELF格式文件的载入已经执行代码都有所涉及。
这个函数唯一需要注意的地方就是env链表和page链表的插入方向是相反的。在lab2中，我们在初始化page链表时，总是把新的page插在链表的头部，而这里要求，新的env总是插入在链表的尾部，相关代码如下:
for(i = NENV-1; i >= 0; --i){
...
// insert before head
envs[i].env_link = env_free_list;
env_free_list = envs+i;
}
这个函数的作用就是初始化环境的内核虚拟空间，主要和lab2中页表内容相关性比较大。涉及环境页表以及页目录的初始化。初始化页表的代码如下：
e->env_pgdir = page2kva(p);
memset(e->env_pgdir, 0, PGSIZE);
memmove(e->env_pgdir, kern_pgdir, PGSIZE);
页目录的初始化以及权限分配的相关代码其实也就一行：
e->env_pgdir[PDX(UVPT)] = PADDR(e->env_pgdir) | PTE_P | PTE_U;
这个函数的作用是为环境分配长度为len的物理内存，并将这块内存映射到环境的虚拟地址空间va所指向的地方。这个函数没太大难度，主要还是lab2中的一些东西，就是一页一页的分配并插入就可以了。
这个函数的作用就是将ELF格式的可执行代码载入内存，实现这个函数需要对ELF格式的文件比较了解，不过好在JOS代码里提供了相关信息，只需要阅读inc/elf.h中关于struct Elf的定义即可。如果还是不太理解的话，网上也可以搜到很多ELF相关的资料。了解了ELF格式(主要是ELF的头部信息)后，根据这个函数的相关注释，基本就可以实现它了。这里需要注意的是在载入可执行代码的时候需要把cr3指向当前环境的页目录，在载入完成后，再将cr3指向内核的页目录，相关代码如下：
lcr3(PADDR(e->env_pgdir));
while(ph < eph){
region_alloc(e, (void*)ph->p_va, ph->p_memsz);
memset((void*)ph->p_va, 0, ph->p_memsz);
memmove((void*)ph->p_va, binary+ph->p_offset, ph->p_filesz);
ph += 1;
}
lcr3(PADDR(kern_pgdir));
最后还需要为这个环境初始化栈空间，只需要调用上面提到的region_alloc即可，相关代码如下：
region_alloc(e, (void*)(USTACKTOP-PGSIZE), PGSIZE);
这个函数的作用就是先初始化一个环境，然后将可执行的ELF文件载入到这个环境中。实现这个函数还是比较简单的，主要有两个步骤，首先就是调用现成的函数env_alloc来分配一个环境；然后调用上面提到load_icode将可执行文件载入到新分配的环境中即可。
这个函数的作用就是将环境e设置为当前的执行环境，由于注释写得比较全面，所以实现起来并不难。不过需要注意的是要确保e和当前的环境curenv不是同一个环境，否则会出错，相关代码如下:
if(e && curenv != e){
// 根据注释实现环境切换代码
// ...
}
这部分主要和系统的中断和异常处理相关，主要涉及中断向量的建立，相关知识在这里有所介绍。
这个练习的目录就是建立中断向量，并实现_alltraps函数，使得所有中断和异常都交给trap函数来处理。所谓中断向量也就是为各个中断定义相关的处理函数，并将中断号和中断处理函数关联起来。这主要包含两部分代码，第一部分代码位于kern/trapentry.S中，这里面主要定义各种中断的处理函数，它的处理逻辑很简单，直接跳转到_alltraps进行处理，定义处理函数的代码如下：t_divide为函数名，T_DIVIDE则是中断号。
TRAPHANDLER_NOEC(t_divide, T_DIVIDE);
...
将中断号和处理函数进行关联的代码位于kern/trap.c的trap_init中，相关代码如下：
extern void t_divide();
...
SETGATE(idt[T_DIVIDE], 0, GD_KT, t_divide, 0);
...
_alltraps 的作用就是将中断交给kern/trap.c中的trap函数来处理，相关代码如下：
_alltraps:
pushl %ds
pushl %es
pushal
movw $GD_KD, %ax
movw %ax, %ds
movw %ax, %es
pushl %esp
call trap
What is the purpose of having an individual handler function for each exception/interrupt? (i.e., if all exceptions/interrupts were delivered to the same handler, what feature that exists in the current implementation could not be provided?)
我觉得这些中断不能共用一个处理函数，如果共用一个处理函数的话，对于error code的处理会比较麻烦，因为并不是所有的中断都有error code；此外，如果共用的话，当前的中断号将无法被简单记录，可能会影响后续对中断号的使用。
Did you have to do anything to make the user/softint program behave correctly? The grade script expects it to produce a general protection fault (trap 13), but softint's code says int $14. Why should this produce interrupt vector 13? What happens if the kernel actually allows softint's int $14 instruction to invoke the kernel's page fault handler (which is interrupt vector 14)?
这是由中断的权限引起的，虽然user/softint调用的是int 14，但我们在IDT中设置的int 14的特权界别是0，也就是说只有内核才能产生该中断，所以，当用户程序触发这个中断时会使得CPU产生另一个中断进行保护，这个保护中断就是int 13, general protection。
这部分主要是利用Part A写好的中断处理函数来处理Page Faults和Breakpoint；此外这部分还涉及到利用sysenter/sysexit来调用system call。
这两个练习比较简单，只需要在kern/trap.c的trap_dispatch函数中，对中断号进行判断，如果中断号是T_PGFLT则调用page_fault_handler，如果是T_BRKPT则调用monitor，否则不进行特殊处理。相关代码如下：
switch(tf->tf_trapno){
case T_PGFLT:
page_fault_handler(tf);
return;
case T_BRKPT:
monitor(tf);
return;
}
The break point test case will either generate a break point exception or a general protection fault depending on how you initialized the break point entry in the IDT (i.e., your call to SETGATE from trap_init). Why? How do you need to set it up in order to get the breakpoint exception to work as specified above and what incorrect setup would cause it to trigger a general protection fault?
这个问题和Question 2有点类似，到底是产生break point exception 还是 general protection fault取决于你给int 3在IDT中所设置的权限。如果你给int 3设置的权限是0，那么只有内核才能产生该中断，如果用户程序触发int 3，就会产生general protection fault来进行保护；如果设置的权限是3，用户程序就会有权限来产生这个中断，那么就会产生break point exception。所以为了让用户程序能够产生break point exception，我将int 3的权限设置为3。
What do you think is the point of these mechanisms, particularly in light of what the user/softint test program does?
我觉得这个机制的关键在于对内核的保护，只有足够的权限才能触发相应的中断，这样可以使得系统更加健壮，减少潜在的风险。在user/softint中，由于用户程序没有足够的权限，所以不能触发page fault中断，从而使得CPU产生general protection fault来进行保护。如果没有这个机制，那么任何用户程序都可以很容易就将内核搞坏。
这个练习应该算是这个lab中最难的部分，它涉及的东西比较多，不过在理清楚执行顺序之后，会容易不少。从函数调用的角度来看，当用户程序调用某个system call时，大致的函数调用流程如下：
user program --> lib/syscall.c syscall --> kern/trapentry.S sysenter_handler-->
kern/syscall.c syscall_wrapper --> kern/syscall.c syscall
由上面的流程我们可以看到，用sysenter/sysexit来实现系统调用还是比较复杂的，不过我们可以对这个流程进行拆分，各个击破。首先要解决的问题就是，如何让lib/syscall.c中的syscall调用 kern/trapentry.S中的sysenter_handler。首先需要将sysenter指令和sysenter_handler函数进行绑定，这部分代码位于kern/trap.c的trap_init函数中，如下：
wrmsr(0x174, GD_KT, 0);
wrmsr(0x175, KSTACKTOP, 0);
wrmsr(0x176, (uint32_t)&sysenter_handler, 0);
此外，我们还需要在lib/syscall.c的syscall函数中调用sysenter指令，从而触发sysenter_handler的执行，相关代码如下：
"movl %%esp, %%ebp\n\t"
"leal after_sysenter%=, %%esi\n\t"
"sysenter\n\t"
"after_sysenter%=:\n\t"
接下来，只需要在sysenter_handler 中调用syscall_wrapper, 然后在syscall_wrapper中调用syscall就可以了，syscall_wrapper的定义如下：
void syscall_wrapper(struct Trapframe *tf){
curenv->env_tf = *tf;
tf->tf_flags.reg_eax =
syscall(tf->tf_regs.reg_eax,
tf->tf_regs.reg_edx,
tf->tf_regs.reg_ecx,
tf->tf_regs.reg_ebx,
tf->tf_regs.reg_edi,
0);
}
进入kern/syscall.c中的syscall函数就比较容易处理了，在这个函数中，只需要根据中断号，调用对应的处理函数即可，如果无法处理，则返回-E_INVAL;
这个练习比较简单，只需要在lib/libmain.c的libmain中添加一行代码来设置thisenv就可以了，相关代码如下：
thisenv = envs + ENVX(sys_getenvid());
这个练习可以分成两部分，第一部分就是如果在kernel mode下发生page fault，直接让系统崩溃，这部分代码位于kern/trap.c的page_fault_handler中，相关代码如下：
if((tf->tf_cs & 3) == 0){
panic("kernel mode page fault");
}
这就是这个练习的第二部分，这个函数的作用就是环境env时候有权限可以访问[va, va+len)范围之内的虚拟地址空间。一个用户程序可以访问的虚拟地址，需要满足两个条件：
- 该虚拟地址低于
ULIM - 有足够的权限访问相应的页目录
实现的这个函数的时候只要循环遍历需要访问的虚拟空间就可以了，只要违反上面任意一个条件，则立即返回 -E_FAULT。在具体写代码时，有一个地方需要注意，那就是va的对其问题，相关代码如下：
for(idx = lva; idx <= rva; idx += PGSIZE){
// 检查 idx 是否低于 ULIM
// ...
pre = pgdir_walk(env->env_pgdir, (void*)idx, 0);
// 检查pte是否有足够的权限
// ...
idx = ROUNDDOWN(idx, PGSIZE);
}
这个练习刚看到lab3网页上的介绍时，感觉挺难，不过看到具体的函数时，由于有很详细的解释，所以并不是太难。这个练习的关键就是使用了一个wrapper函数，相关的代码主要有两部分，一部分位于函数ring0_call中，如下：
SETCALLGATE(*((struct Gatedesc *)gdt_entry), GD_KT, evil_wrapper, 3);
还有一部分就是evil_wrapper函数的定义，具体代码如下：
void evil_wrapper(){
evil();
*gdt_entry = saved_gdtdesc;
asm volatile("popl %ebp");
asm volatile("lret");
}