代码阅读报告2_涂李傲

代码阅读报告（2）

涂李傲软01

2010013234

说明：由于作业的说明文档中没有明确说明需要阅读的源代码文件，所以我选

择阅读“xv6 source code”中的代码来取代源代码文件，如果有遗漏的地方请见谅…

源代码中的重要函数或语句的代码分析与注释

函数1：swtch（2302——2327）

Swtch只是保存和恢复寄存器和上下文。当进程该释放CPU时，进程的内核将会调用swtch保存它自己的上下文并返回到调度器的上下文中。它将当前CPU寄存器压入栈，然后在*old中保存栈指针。然后swtch复制new到esp，弹出先前保存的寄存器并返回。

（1）

swtch:

movl 4(%esp), %eax

movl 8(%esp), %edx

代码功能：从esp中读数据到eax和edx并开始运行。

我认为这个时候做这步操作是因为在后面的过程中要将esp 重新赋值了，那样的话我们就无法知道esp中原来都有什么东西了。

（2）

pushl %ebp

pushl %ebx

pushl %edi

代码功能：把将要被替换的程序所占用的寄存器状态压

入栈中（以便以后用的时候恢复到被替换前的工作环境）。

代码阅读指南里面说这个地方其实还有一个重要的寄存器

eip也被保存了（好像是通过一个call实现的，不过我好像没有找到…）

（3）

movl %esp, (%eax)

movl %edx, %esp

代码功能：第一条语句中的括号好像意思就是不是明确

是否要赋值，当struct context*写到*old的时候。代码阅

读指南里面说这个地方其实还有一个重要的寄存器eip也被

保存了（好像是通过一个call实现的）这个时候旧的数据

就被保存完毕了，我们可以往swtch中写入新的数据了。接

下来的一条语句中它将esp指向了edx位置。因为接下来要

弹出的栈数据是由上一个同样的操作留下的，所以要读取数

据的栈的数据结构和我们保存数据的栈的结构式完全一样的；（4）

popl %edi

popl %esi

popl %ebx

ret

代码功能：弹出栈中%edi，%esi，%ebx和%ebp的值，然后返回（ret）。到这里我们就将swtch的底层细节给分析完毕了。接下来我们将默认已知swtch的实现。

函数2：sched（2153——2168）

当一个进程要让出CPU的时候必须获得ptable.lock，释放它的其他锁，然后调用sched。

（1）

if(!holding(&ptable.lock))

panic("sched ptable.lock");

if(cpu?>ncli != 1)

panic("sched locks");

if(proc?>state == RUNNING)

panic("sched running");

if(readeflags()&FL_IF)

panic("sched interruptible");

代码功能：在调用sched的过程中先检查是否满足还回CPU的条件。

（2）

swtch(&proc->context, cpu->scheduler);

代码功能：如果满足的话，sched调用swtch在proc-

>context中保存当前上下文，然后切换到cpu->scheduler

中的调度器上下文。

（3）

intena = cpu->intena;

cpu->intena = intena;

代码功能：在这个过程中保持cpu的intena值不变。

函数3

forkret(void)

{

// Still holding ptable.lock from scheduler.

release(&ptable.lock);

// Return to "caller", actually trapret (see allocpr

}

代码功能：当一个新的进程第一次被调度时，前一个swtch并不是在sched处结束的，那么它将一直拥有lock，

这样显然是不对的，所以我们需要将此时的lock给释放掉。所以这个函数的作用就是释放ptable.lock然后退出。

函数4：scheduler

（1）

sti();

代码功能：允许中断（我猜这个是时间片轮转的基本机理）

（是不是和第一次中的cli反一下…）

（2）

acquire(&ptable.lock);

for(p = ptable.proc; p <&ptable.proc{

if(p?>state != RUNNABLE)

continue;

……

}

代码功能：其实这一块比较直观，就是先请求一个lock，然后用for在进程表里面找一个可以运行的进程来运行。

（3）

proc = p;

switchuvm(p);

p?>state = RUNNING;

swtch(&cpu?>scheduler, proc?>context);

switchkvm();

proc = 0;

代码功能：找到一个可以运行的进程以后它设置一个CPU 当前变量proc，用switchuvm切换到进程表，标记这个进程为RUNNABLE，然后调用swtch开始运行它直到它被打断或者运行完，最后修改进程当前时刻的状态。

（4）

release(&ptable.lock);

注意到这个release是在外循环中的，就是说当scheduler找到一个进程并且将它运行完毕以后它就释放一次lock防止死锁。（比如现在没有可以运行的进程，而cpu还是被lock，而外设只有通过访问cpu才能够得到一个可以运行的进程，那么系统如果不释放一下lock的话就死锁了。）

函数5：

300 struct q {

301 struct spinlock lock;

302 void *ptr;

303 };

304

305 void*

306 send(struct q *q, void *p)

307 {

308 acquire(&q->lock);

309 while(q->ptr != 0)

310 ;

311 q->ptr = p;

312 wakeup(q);

313 release(&q->lock);

314 }

315

316 void*

317 recv(struct q *q)

318 {

319 void *p;

320

321 acquire(&q->lock);

322 while((p = q->ptr) == 0)

323 sleep(q, &q->lock);

324 q->ptr = 0;

325 release(&q->lock);

326 return p;

327 }

代码功能：这个函数其实就是介绍了一下xv6中的sleep

和weakup的实现的机理（但是还不是真正的xv6中的实

现的完整过程）。需要避免的问题（比如死锁，效率低等）接下来我详细介绍一下：

上文代码是由一个sender和一个reciever组成的，考

虑到可能两者发送/接受信息的频率的任意性，如果没有

睡眠的话CPU会一直做循环，效率很低，这样引入的

sleep，对应的也有weakup。但是考虑到“唤醒丢失”（其实就是死锁那一套东西），有可能会使系统不正常，所以

我们又给sleep和weakup过程中加入了一个q->lock来

保证不会同时有两个东西来修改sleep状态变量。综合上

面所有想法，引入sleep和lock，我们提高了CPU的效率，同时又防止了死锁的发生，优化完毕。

函数6：sleep（2203——2235）

（1）

if(proc == 0)

panic("sleep");

if(lk == 0)

panic("sleep without lk");

if(lk != &ptable.lock){

acquire(&ptable.lock);

release(lk);

}

代码功能：确保sleep运行的前提条件：有一个当前进程，sleep已经传递了锁，Sleep获得ptable.lock（2218）。（2）

proc?>chan = chan;

proc?>state = SLEEPING;

sched();

代码功能：让进程睡觉，更改进程状态并且调用sched。（3）

proc?>chan = 0;

代码功能：清空中介指针。

（4）

if(lk != &ptable.lock){

release(&ptable.lock);

acquire(lk);

}

代码功能：重新请求原来的lock，并且释放现在的lock。