《minix代码解读》word版.doc

Minix源码解读报告学号：5100309002姓名：邢佳楠以下是我这学期主要阅读过的minix源码内容，主要从几个比较重点的系统调用的实现入手，阅读的足迹涉及KERNEL、PM、VM、VFS和一点PFS：一、 系统的初始化进程：系统启动后，系统将提示选择多个image中一个进行处理。选择映像后，系统进入pre_init() (kernel/arch/i386/pre_init.c) ，做一些开机准备，之后，完成一些参数的设置，读入相应选择的映像。pre_init() 完成后，进入 mpx.S 中的 kernel_init 下的汇编代码。之后进入main() (kernel/main.c) 函数。在main中：(1) 初始化进程表，标记为空。进程结构 proc 在 kernel/proc.h 中定义。(2) 初始化特权表。亦标记为空。特权表记录了进程对应的能够执行的命令，如能够使用的内存范围，能够使用的 I/O 地址，所使用的信号管理器，能够使用 Kernel_call 的权限等等。关于特权的配置，可以看 include/minix/priv.h 其中的常量(3)初始化boot image所提供的一些默认的进程。按照先后次序一一进行初始化，将他们放进进程表中（复制数据），如果进程是IDLE, CLOCK, SYSTEM，或者根系统进程（即再生服务器），那么他们当前可被调度，否则，初始不应该被调度。对于再生服务器进程，作为系统进程且可以被抢占（这是所有系统服务的共性），另外，设置允许陷入等等。对于其它进程，暂时不允许运行。(4)之后设置堆栈，内存映像，将 proc_ptr 指向当前进程，清除标记，入队，设置为可调度状态，开始调度。(5)初始化中断、System Call数组等等二、 IPC的实现：在上一层，由库函数产生中断进入到kernel 中 (lib/libc/arch/ui386/rts/_ipc.S)，具体没看，相关头文件主要是include/minix/ipc.h定义，在这个头文件里定义了 9 种消息类型以及 IPC 函数原型。IPC具体由 do_ipc 函数完成 (kernel/proc.c)。同步的 IPC 由 do_sync_ipc 函数完成，接收的参数有发送者、发送的 flag、接受者、消息内容的指针，异步的IPC由mini_senda 完成（这部分没仔细看）。其中只有RECEIVE 接收 ANY 参数；对于其它如 SEND, SENDREC, NOTIFY 来说，必须指定一个 endpoint 作为对象。使用 isokendpt 检查该 endpoint 是否有效，并将其转换为 process number，如果有效返回 true。检查进程是否有权限执行相应的 call。对于 Kernel Call，只允许 SENDREC。然后执行相应的任务，如 mini_send(), mini_receive(), mini_notify()。mini_send() 首先检查目的进程是否正在处于 block 状态等待这条消息，如果是，则向它复制信息 (caller-p_delivermsg)，解锁这个进程；否则，则将发来信息的进程出队，block 它（置 RTS_SENDING 位）同时将这个进程放到目的进程的等待列表中。 mini_receive() 首先检查是否消息队列是否为空且是它想获取的消息，如果是则获取他，解锁caller；否则，再检查是否有异步消息发送（检查 MF_ASYNMSG），否则，block它（置RTS_RECEIVING位）。mini_notify() 首先检查目的进程是否在等待消息，一个进程在执行 SENDREC 系统调用时可同时处于发送和接收状态。如果是则copy该消息，否则，加入到消息位图中（priv结构的s_notify_pending）在block之前要调用deadlock函数检测是否会产生死锁。如果产生死锁，则返回该死锁长度。完成 do_ipc 后，执行 switch_to_user 回到原来部分。三、 Fork（）的实现对于系统调用 fork()，用户进程执行 fork() 调用，将会进入到 lib/libc/posix/_fork.c 中定义的 fork()，执行系统调用 _syscall(PM_PROC_NR, FORK, &m)，向进程管理器（PM）发送一个消息创建一个新进程，以 sendrec 方式发送。消息传递到 PM 后，PM 执行了 do_fork() 函数 (servers/pm/forkexit.c)。do_fork() 函数检查进程表是否还有空间，接着，查看是否有 mproc 子进程的 slot，如果没有返回错误。接下来，执行 vm_fork()，向 VM 发出消息。转到Servers/vm/fork.c中，VM拷贝一份父进程的 vmproc 信息到子进程的 vmproc 中，分配页表和相应的虚拟地址空间。Minix 默认使用的是独立的 I 和 D 空间，即只需为进程分配其数据段和堆栈段的所需内存，正文段与父进程共享，代码段是不复制的。增加的是全局共享数据和对文件描述符的引用和堆栈。复制内存内容，设置对应的 vm_flags 和 priv 结构体中的 flags，告知 kernel 成功 fork（调用 sys_fork），陷入 Kernel。sys_fork 对应了 kernel/system/do_fork()，首先复制 proc 结构，并使之暂时不能运行，然后去除特权级别，返回。返回后， PM发送异步消息，通知 VFS 进行相应的 fork 操作（servers/vfs/misc.c pm_fork()）。如子进程将继承父进程的文件描述符等等。复制 fproc 结构，复制 Root directory 和 Working Directory，返回后，发送一个 SIGSTOP 给子进程。最终返回子进程的 pid。至此，fork 结束。四、 Exec（）的实现执行 execvp 后，首先分配空间，获得当前环境变量 $PATH 等，传递适当参数给 execve，并让 execve 最终调用 SYSCALL：_syscall(PM_PROC_NR, EXEC, &m)，由 PM 处理系统调用。处理系统调用的函数在 server/pm/exec.c。PM 接收该系统该系统调用后，以 PM_EXEC 的消息类型将请求转发给 VFS。VFS 接收到该消息后，执行 pm_exec。在其中:查看是不是 Super User；通过 fetch_name 函数，从用户空间复制数据（调用 Kernel Call），获得 exec 的文件名；调用 eat_path 打开工作目录或者是根目录。检查文件头是否符合要求，检查文件权限是否可以打开。调用 req_stat 打开文件。调用 read_header 读取文件头结构.读取完成后，分析是否是可执行文件，检查 CPU，检查其 I/D 位。读取文字段、数据段和栈段大小，如果是 I/D 空间非独立的，那么数据段大小应与正文段大小合并。接着执行 exec_newmem 生成一个 exec_newmem 的结构，将结构地址作为消息内容，发送给 PM。PM 接收到后，执行 do_exec_newmem()从 VFS 中复制数据到 PM 本地，再执行 vm_exec_newmem()。vm_exec_newmem 发出 taskcall 到 VM。VM 接收到后，执行 do_exec_newmem（servers/vm/exec.c）。其中计算各段的长度，并检查是否符合要求；调用 new_mem 进行分配新内存和释放旧内存。调用 pt_free 根据原来的页表，对原来的内存进行释放。调用 pt_new 分配新的页表，调用 proc_new 为进程分配内存。复制原来的 vmproc 结构，然后在原来的 slot 上面替换进程。再调用 free_proc 和 clear_proc 清除原来进程的相关内存的信息，比如页表的引用和内存等等。new_mem 完成后，记录下返回的 inode 编号，设备号码和 inode 修改时间。VM 完成工作，回复 PM。此时 PM 接收到回复信息，如果 exec 成功，那么保存 command line、参数等返回，答复 VFS 请求。VFS完成复制等操作后答复 PM。PM 接收到消息后，又执行 exec_restart。看是否执行成功，如果不成功则像它发送 SIGKILL，如果成功，则完善 mproc 结构，初始化信号处理，调用 sys_exec 通知 Kernel exec 完成。Kernel 完成的是复制 command name，设置栈指针和 PC 等，完成后返回 PM。五、 Wait/exit（）的实现wait：告知 PM 处于等待某个进程退出的状态，一旦子进程退出或者有父进程不想等待，那么返回。exit： PM接收消息，清除计时器，对父进程计费，发送 SIGHUP 给进程租，告知等待它的进程，同时通知 VFS； VFS 接收到消息后，关闭它打开的文件描述符，清除 fproc 位回复 PM； PM 接收到 VFS 的回复通知 Kernel 完成 exit；Kernel去除中断处理器，释放地址空间，重置 timer，清除 proc 和 priv 结构，答复 PM 已完成； M 接收到 Kernel 的答复，通知 VM，令 VM 清除掉为它非配的内存，以及清除它的 vmproc 结构； VM 答复，PM 清除 mproc 结构，完成六、 Read（）的实现:read 库函数被调用后，向 VFS 发出 syscall（READ），VFS 执行 read_write 函数read_write 函数首先验证文件描述符是否有效，并通过文件描述符获取 vnode。如果是 pipe 文件，那么执行 rw_pipe()，如果一个进程从空管道中读，但是写方仍然还存在，那么读的一方挂起；如果写方已经不存在了，那么返回0字节；如果要写一个空管道，但是没进程从这个管道读，返回一个错误(SIGPIPE)。执行 req_readwrite，向 PFS 发出实际的请求； PFS 完成后，更新其访问时间、文件大小等属性；如果是字符设备文件，如果是块设备文件，如果是普通文件，分别发出不同的请求。更新文件大小、修改时间等文件信息，更新 inode 信息；在 VFS 层，更新 vnode 信息；返回。