Lab 4: RV64 用户态程序 ¶
实验目的 ¶
- 创建用户态进程，并完成内核态与用户态的转换
- 正确设置用户进程的用户态栈和内核态栈，并在异常处理时正确切换
- 补充异常处理逻辑，完成指定的系统调用（SYS_WRITE, SYS_GETPID）功能
- 实现用户态 ELF 程序的解析和加载
实验环境 ¶
- Environment in previous labs
背景知识 ¶
用户模式和内核模式 ¶
处理器存在两种不同的模式：用户模式（U-Mode）和内核模式（S-Mode
- 在用户模式下，执行代码无法直接访问硬件，必须委托给系统提供的接口才能访问硬件或内存；
- 在内核模式下，执行代码对底层硬件具有完整且不受限制的访问权限，它可以执行任何 CPU 指令并引用任何内存地址。
处理器根据处理器上运行的代码类型在这两种模式之间切换。应用程序以用户模式运行，而核心操作系统组件以内核模式运行。
目标 ¶
在 Lab3 中，我们启用了虚拟内存，这为进程间地址空间相互隔离打下了基础。然而，我们当时只创建了内核线程，它们共用了地址空间（共用一个内核页表 swapper_pg_dir
- 当启动用户态应用程序时，内核将为该应用程序创建一个进程，并提供了专用虚拟地址空间等资源
- 每个应用程序的虚拟地址空间是私有的，一个应用程序无法更改属于另一个应用程序的数据
- 每个应用程序都是独立运行的，如果一个应用程序崩溃，其他应用程序和操作系统将不会受到影响
- 用户态应用程序可访问的虚拟地址空间是受限的
- 在用户态下，应用程序无法访问内核的虚拟地址，防止其修改关键操作系统数据
- 当用户态程序需要访问关键资源的时候，可以通过系统调用来完成用户态程序与操作系统之间的互动
系统调用约定 ¶
系统调用是用户态应用程序请求内核服务的一种方式。在 RISC-V 中，我们使用 ecall 指令进行系统调用，当执行这条指令时，处理器会提升特权模式，跳转到异常处理函数，处理这条系统调用。
Linux 中 RISC-V 相关的系统调用可以在 include/uapi/asm-generic/unistd.h 中找到，syscall(2) 手册页上对 RISC-V 架构上的调用说明进行了总结，系统调用参数使用 a0 - a5，系统调用号使用 a7，系统调用的返回值会被保存到 a0, a1 中。
sstatus[SUM] 与PTE[U] ¶
- 当页表项
PTE[U]置 0 时，该页表项对应的内存页为内核页，U-Mode 下的代码无法访问 - 当页表项
PTE[U]置 1 时，该页表项对应的内存页为用户页，S-Mode 下的代码无法访问
如果想让 S 特权级下的程序能够访问用户页，需要对 sstatus[SUM] 位置 1。
但是无论什么样的情况下，用户页中的指令对于 S-Mode 而言都是无法执行的
用户态栈与内核态栈 ¶
当用户态程序进行系统调用陷入内核处理时，内核态程序也需要使用栈空间，而这肯定不能和用户态使用同一个栈，所以我们需要为用户态程序和内核态程序分别分配栈空间，并在异常处理的过程中对栈进行切换。
ELF 程序 ¶
ELF（Executable and Linkable Format）是当今被广泛使用的应用程序格式。例如当我们运行 gcc <some-name>.c 后产生的 a.out 输出文件的格式就是 ELF。
$ cat hello.c
#include <stdio.h>
int main() {
printf("hello, world\n");
return 0;
}
$ gcc hello.c
$ file a.out
a.out: ELF 64-bit LSB pie executable, x86-64, version 1 (SYSV), dynamically linked,
interpreter /lib64/ld-linux-x86-64.so.2, BuildID[sha1]=dd33139196142abd22542134c20d85c571a78b0c,
for GNU/Linux 3.2.0, not stripped
将程序封装成 ELF 格式的意义包括以下几点：
- ELF 文件可以包含将程序正确加载入内存的元数据（metadata）
- ELF 文件在运行时可以由加载器（loader）将动态链接在程序上的动态链接库（shared library）正确地从硬盘或内存中加载
- ELF 文件包含的重定位信息可以让该程序继续和其他可重定位文件和库再次链接，构成新的可执行文件
为了简化实验步骤，我们使用的是静态链接的程序，不会涉及链接动态链接库的内容。
实验步骤 ¶
准备工程 ¶
此次实验基于 lab3 同学所实现的代码进行。
- 需要修改
vmlinux.lds，将用户态程序uapp加载至.data段：
Tip
如果你要使用 _sramdisk 这个符号，可以在代码里这样来声明它：extern char _sramdisk[]，这样就可以像一个字符数组一样来访问这块内存的内容，例如，程序的第一个字节就是 _sramdisk[0]。
-
需要修改
defs.h，在defs.h添加如下内容： -
从本仓库同步以下文件和文件夹，并按照下面的位置来放置这些新文件：
. ├── arch │ └── riscv │ ├── Makefile # 添加了链接 uapp 的部分 │ ├── include │ │ └── mm.h # 修改为了 buddy system │ └── kernel │ └── mm.c # 修改为了 buddy system ├── include │ └── elf.h # 来自 musl libc └── user ├── Makefile ├── getpid.c # 用户态程序 ├── link.lds ├── printf.c # 类似 printk ├── start.S # 用户态程序入口 ├── stddef.h ├── stdio.h ├── syscall.h └── uapp.S # 提取二进制内容关于 buddy system
值得注意的是，我们在
mm中添加了 buddy system，但是也保证了原来调用的kalloc和kfree的兼容。你应该无需修改原先使用了kalloc的相关代码，如果出现兼容性问题可以联系助教。为了减小大家的工作量，我们替大家实现了 buddy system，大家也可以直接使用这些函数来管理内存： -
修改根目录下的 Makefile, 将
user文件夹下的内容纳入工程管理Note
在根目录下
make会生成user/uapp.o（这个会被链接到 vmlinux 中）user/uapp.elfuser/uapp.bin，以及我们最终测试使用的 ELF 可执行文件user/uapp。通过
objdump我们可以看到 uapp 使用 ecall 来调用 SYSCALL（在 U-Mode 下使用 ecall 会触发environment-call-from-U-mode异常） ，从而将控制权交给处在 S-Mode 的 OS，由内核来处理相关异常：0000000000000004 <getpid>: 4: fe010113 add sp,sp,-32 8: 00813c23 sd s0,24(sp) c: 02010413 add s0,sp,32 10: fe843783 ld a5,-24(s0) 14: 0ac00893 li a7,172 18: 00000073 ecall <- SYS_GETPID ... 0000000000000f70 <printf>: ... 1030: 00070513 mv a0,a4 1034: 00068593 mv a1,a3 1038: 00060613 mv a2,a2 103c: 00000073 ecall <- SYS_WRITE ...
在本次实验中，我们首先会将用户态程序 strip 成纯二进制文件来运行。这种情况下，用户程序运行的第一条指令位于二进制文件的开始位置 , 也就是说 _sramdisk 处的指令就是我们要执行的第一条指令。我们将运行纯二进制文件作为第一步，在确认用户态的纯二进制文件能够运行后，我们再将存储到内存中的用户程序文件换为 ELF 来进行执行。
创建用户态进程 ¶
结构体更新 ¶
- 本次实验只需要创建 4 个用户态进程，修改
proc.h中的NR_TASKS即可 - 由于创建用户态进程要对
sepc,sstatus,sscratch做设置，我们需要将其加入thread_struct中 - 由于多个用户态进程需要保证相对隔离，因此不可以共用页表，我们需要为每个用户态进程都创建一个页表并记录在
task_struct中，可以参考的修改如下：
修改task_init() ¶
- 对于每个进程，初始化我们刚刚在
thread_struct中添加的三个变量，具体而言：- 将
sepc设置为USER_START - 配置
sstatus中的SPP（使得 sret 返回至 U-Mode） 、 SPIE（sret 之后开启中断） 、 SUM（S-Mode 可以访问 User 页面） - 将
sscratch设置为 U-Mode 的 sp，其值为USER_END（将用户态栈放置在 user space 的最后一个页面）
- 将
-
对于每个进程，创建属于它自己的页表：
- 为了避免 U-Mode 和 S-Mode 切换的时候切换页表，我们将内核页表
swapper_pg_dir复制到每个进程的页表中 - 将
uapp所在的页面映射到每个进程的页表中
Tip
注意，在程序运行过程中，有部分数据不在栈上，而在初始化的过程中就已经被分配了空间（比如我们的
uapp中的全局变量counter） 。所以，二进制文件需要先被拷贝到一块新的、供某个进程专用的内存之后再进行映射，来防止所有的进程共享数据，造成预期外的进程间相互影响。 - 为了避免 U-Mode 和 S-Mode 切换的时候切换页表，我们将内核页表
-
设置用户态栈，对每个用户态进程，其拥有两个栈：
- 用户态栈：我们可以申请一个空的页面来作为用户态栈，并映射到进程的页表中
- 内核态栈；在 lab3 中已经设置好了，就是
thread.sp
PHY_START PHY_END
new allocated memory allocated space end
│ │ │ │
▼ ▼ ▼ ▼
┌───────────┬─────────┬────────────────────────────────┬─────────────────────────────────────────────────┐
PA │ │ │ uapp (copied from _sramdisk) │ │
└───────────┴─────────┴────────────────────────────────┴─────────────────────────────────────────────────┘
▲ ▲
┌─────────────────────┘ │
│ (map) │
│ ┌─────────────────────────────┘
│ │
│ │
├────────────────────────┼───────────────────────────────────────────────────────────────────┬────────────┐
VA │ UAPP │ │u mode stack│
└────────────────────────┴───────────────────────────────────────────────────────────────────┴────────────┘
▲ ▲
│ │
USER_START USER_END
修改__switch_to ¶
在前面新增了 sepc、sstatus、sscratch 之后，需要将这些变量在切换进程时保存在栈上，因此需要更新 __switch_to 中的逻辑，同时需要增加切换页表的逻辑。在切换了页表之后，需要通过 sfence.vma 来刷新 TLB 和 ICache。
更新中断处理逻辑 ¶
与 ARM 架构不同的是，RISC-V 中只有一个栈指针寄存器 sp，因此需要我们来完成用户栈与内核栈的切换。
由于我们的用户态进程运行在 U-Mode 下，使用的运行栈也是用户栈，因此当触发异常时，我们首先要对栈进行切换（从用户栈切换到内核栈
修改__dummy ¶
在我们初始化线程时，thread_struct.sp 保存了内核态栈 sp，thread_struct.sscratch 保存了用户态栈 sp，因此在 __dummy 进入用户态模式的时候，我们需要切换这两个栈，只需要交换对应的寄存器的值即可。
修改_traps ¶
同理，在 _traps 的首尾我们都需要做类似的操作，进入 trap 的时候需要切换到内核栈，处理完成后需要再切换回来。
注意如果是内核线程（没有用户栈）触发了异常，则不需要进行切换sp 永远指向的内核栈，且 sscratch 为 0）
修改trap_handler ¶
uapp 使用 ecall 会产生 Environment Call from U-mode，而且处理系统调用的时候还需要寄存器的值，因此我们需要在 trap_handler() 里面进行捕获。修改 trap_handler() 如下：
在 _traps 中我们将寄存器的内容连续的保存在内核栈上，因此我们可以将这一段看做一个叫做 pt_regs 的结构体。我们可以从这个结构体中取到相应的寄存器的值（比如 syscall 中我们需要从 a0 ~ a7 寄存器中取到参数_traps 中存入对应的寄存器值以供使用，示例如下图：
High Addr ───► ┌─────────────┐
│ sstatus │
│ │
│ sepc │
│ │
│ x31 │
│ │
│ . │
│ . │
│ . │
│ │
│ x1 │
│ │
│ x0 │
sp (pt_regs) ──► ├─────────────┤
│ │
│ │
│ │
│ │
│ │
│ │
│ │
│ │
│ │
Low Addr ───► └─────────────┘
请同学自己补充 struct pt_regs的定义，以及在 trap_handler 中补充处理 syscall 的逻辑。
添加系统调用 ¶
本次实验要求的系统调用函数原型以及具体功能如下：
- 64 号系统调用
sys_write(unsigned int fd, const char* buf, size_t count)该调用将用户态传递的字符串打印到屏幕上，此处fd为标准输出即1，buf为用户需要打印的起始地址，count为字符串长度，返回打印的字符数； - 172 号系统调用
sys_getpid()该调用从current中获取当前的 pid 放入 a0 中返回，无参数
同学们需要：
- 增加
syscall.c,syscall.h文件，并在其中实现getpid()以及write()逻辑 - 系统调用的返回参数放置在
a0中（不可以直接修改寄存器，应该修改 regs 中保存的内容） - 针对系统调用这一类异常，我们需要手动完成
sepc + 4
调整时钟中断 ¶
接下来我们需要修改 head.S 以及 start_kernel：
- 在之前的 lab 中，在 OS boot 之后，我们需要等待一个时间片，才会进行调度，我们现在更改为 OS boot 完成之后立即调度 uapp 运行
- 即在
start_kernel()中，test()之前调用schedule()
- 即在
- 将
head.S中设置 sstatus.SIE 的逻辑注释掉，确保 schedule 过程不受中断影响
测试纯二进制文件 ¶
由于加入了一些新的 .c 文件，可能需要修改一些 Makefile 文件，请同学自己尝试修改，使项目可以编译并运行。
输出示例
...buddy_init done!
...mm_init done!
...task_init done!
2024 ZJU Operating System
SET [PID = 1 PRIORITY = 7 COUNTER = 7]
SET [PID = 2 PRIORITY = 10 COUNTER = 10]
SET [PID = 3 PRIORITY = 4 COUNTER = 4]
SET [PID = 4 PRIORITY = 1 COUNTER = 1]
switch to [PID = 2 COUNTER = 10]
[U-MODE] pid: 2, sp is 0000003fffffffe0, this is print No.1
[U-MODE] pid: 2, sp is 0000003fffffffe0, this is print No.2
switch to [PID = 1 COUNTER = 7]
[U-MODE] pid: 1, sp is 0000003fffffffe0, this is print No.1
switch to [PID = 3 COUNTER = 4]
[U-MODE] pid: 3, sp is 0000003fffffffe0, this is print No.1
switch to [PID = 4 COUNTER = 1]
[U-MODE] pid: 4, sp is 0000003fffffffe0, this is print No.1
SET [PID = 1 PRIORITY = 7 COUNTER = 7]
SET [PID = 2 PRIORITY = 10 COUNTER = 10]
SET [PID = 3 PRIORITY = 4 COUNTER = 4]
SET [PID = 4 PRIORITY = 1 COUNTER = 1]
switch to [PID = 2 COUNTER = 10]
[U-MODE] pid: 2, sp is 0000003fffffffe0, this is print No.3
switch to [PID = 1 COUNTER = 7]
[U-MODE] pid: 1, sp is 0000003fffffffe0, this is print No.2
switch to [PID = 3 COUNTER = 4]
[U-MODE] pid: 3, sp is 0000003fffffffe0, this is print No.2
...
添加 ELF 解析与加载 ¶
ELF 格式 ¶
ELF 文件中包含了将程序加载到内存所需的信息，可以参考这个链接
当我们通过 readelf 来查看一个 ELF 可执行文件的时候，我们可以读到被包含在 ELF Header 中的信息：
readelf -a -W uapp
$ readelf -a -W uapp
ELF Header:
Magic: 7f 45 4c 46 02 01 01 00 00 00 00 00 00 00 00 00
Class: ELF64
Data: 2's complement, little endian
Version: 1 (current)
OS/ABI: UNIX - System V
ABI Version: 0
Type: EXEC (Executable file)
Machine: RISC-V
Version: 0x1
Entry point address: 0x100e8
Start of program headers: 64 (bytes into file)
Start of section headers: 6040 (bytes into file)
Flags: 0x0
Size of this header: 64 (bytes)
Size of program headers: 56 (bytes)
Number of program headers: 3
Size of section headers: 64 (bytes)
Number of section headers: 9
Section header string table index: 8
Section Headers:
[Nr] Name Type Address Off Size ES Flg Lk Inf Al
[ 0] NULL 0000000000000000 000000 000000 00 0 0 0
[ 1] .text PROGBITS 00000000000100e8 0000e8 00106c 00 AX 0 0 4
[ 2] .rodata PROGBITS 0000000000011158 001158 000081 00 A 0 0 8
[ 3] .bss NOBITS 00000000000121e0 0011d9 0003f0 00 WA 0 0 8
[ 4] .comment PROGBITS 0000000000000000 0011d9 00001f 01 MS 0 0 1
[ 5] .riscv.attributes RISCV_ATTRIBUTES 0000000000000000 0011f8 00004e 00 0 0 1
[ 6] .symtab SYMTAB 0000000000000000 001248 0003d8 18 7 24 8
[ 7] .strtab STRTAB 0000000000000000 001620 000129 00 0 0 1
[ 8] .shstrtab STRTAB 0000000000000000 001749 000049 00 0 0 1
Key to Flags:
W (write), A (alloc), X (execute), M (merge), S (strings), I (info),
L (link order), O (extra OS processing required), G (group), T (TLS),
C (compressed), x (unknown), o (OS specific), E (exclude),
D (mbind), p (processor specific)
There are no section groups in this file.
Program Headers:
Type Offset VirtAddr PhysAddr FileSiz MemSiz Flg Align
RISCV_ATTRIBUT 0x0011f8 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x00004e 0x000000 R 0x1
LOAD 0x0000e8 0x00000000000100e8 0x00000000000100e8 0x0010f1 0x0024e8 RWE 0x8
GNU_STACK 0x000000 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x000000 0x000000 RW 0x10
Section to Segment mapping:
Segment Sections...
00 .riscv.attributes
01 .text .rodata .bss
02
There is no dynamic section in this file.
There are no relocations in this file.
The decoding of unwind sections for machine type RISC-V is not currently supported.
Symbol table '.symtab' contains 41 entries:
Num: Value Size Type Bind Vis Ndx Name
0: 0000000000000000 0 NOTYPE LOCAL DEFAULT UND
1: 00000000000100e8 0 SECTION LOCAL DEFAULT 1 .text
2: 0000000000011158 0 SECTION LOCAL DEFAULT 2 .rodata
3: 00000000000121e0 0 SECTION LOCAL DEFAULT 3 .bss
4: 0000000000000000 0 SECTION LOCAL DEFAULT 4 .comment
5: 0000000000000000 0 SECTION LOCAL DEFAULT 5 .riscv.attributes
6: 0000000000000000 0 FILE LOCAL DEFAULT ABS start.o
7: 00000000000100e8 0 NOTYPE LOCAL DEFAULT 1 $xrv64i2p1_m2p0_a2p1_f2p2_d2p2_zicsr2p0_zifencei2p0_zmmul1p0
8: 0000000000000000 0 FILE LOCAL DEFAULT ABS getpid.c
9: 00000000000100ec 52 FUNC LOCAL DEFAULT 1 getpid
10: 00000000000100ec 0 NOTYPE LOCAL DEFAULT 1 $xrv64i2p1_m2p0_a2p1_f2p2_d2p2_zicsr2p0_zifencei2p0_zmmul1p0
11: 0000000000010120 0 NOTYPE LOCAL DEFAULT 1 $xrv64i2p1_m2p0_a2p1_f2p2_d2p2_zicsr2p0_zifencei2p0_zmmul1p0
12: 0000000000000000 0 FILE LOCAL DEFAULT ABS printf.c
13: 00000000000101a4 0 NOTYPE LOCAL DEFAULT 1 $xrv64i2p1_m2p0_a2p1_f2p2_d2p2_zicsr2p0_zifencei2p0_zmmul1p0
14: 000000000001020c 0 NOTYPE LOCAL DEFAULT 1 $xrv64i2p1_m2p0_a2p1_f2p2_d2p2_zicsr2p0_zifencei2p0_zmmul1p0
15: 000000000001026c 0 NOTYPE LOCAL DEFAULT 1 $xrv64i2p1_m2p0_a2p1_f2p2_d2p2_zicsr2p0_zifencei2p0_zmmul1p0
16: 00000000000104d8 136 FUNC LOCAL DEFAULT 1 puts_wo_nl
17: 00000000000104d8 0 NOTYPE LOCAL DEFAULT 1 $xrv64i2p1_m2p0_a2p1_f2p2_d2p2_zicsr2p0_zifencei2p0_zmmul1p0
18: 0000000000010560 776 FUNC LOCAL DEFAULT 1 print_dec_int
19: 0000000000010560 0 NOTYPE LOCAL DEFAULT 1 $xrv64i2p1_m2p0_a2p1_f2p2_d2p2_zicsr2p0_zifencei2p0_zmmul1p0
20: 0000000000010868 0 NOTYPE LOCAL DEFAULT 1 $xrv64i2p1_m2p0_a2p1_f2p2_d2p2_zicsr2p0_zifencei2p0_zmmul1p0
21: 00000000000111b0 17 OBJECT LOCAL DEFAULT 2 upperxdigits.1
22: 00000000000111c8 17 OBJECT LOCAL DEFAULT 2 lowerxdigits.0
23: 0000000000011058 0 NOTYPE LOCAL DEFAULT 1 $xrv64i2p1_m2p0_a2p1_f2p2_d2p2_zicsr2p0_zifencei2p0_zmmul1p0
24: 0000000000011058 252 FUNC GLOBAL DEFAULT 1 printf
25: 00000000000129d9 0 NOTYPE GLOBAL DEFAULT ABS __global_pointer$
26: 0000000000010868 2032 FUNC GLOBAL DEFAULT 1 vprintfmt
27: 00000000000121d9 0 NOTYPE GLOBAL DEFAULT 2 __SDATA_BEGIN__
28: 000000000001020c 96 FUNC GLOBAL DEFAULT 1 isspace
29: 000000000001026c 620 FUNC GLOBAL DEFAULT 1 strtol
30: 00000000000121e4 4 OBJECT GLOBAL DEFAULT 3 tail
31: 00000000000100e8 0 NOTYPE GLOBAL DEFAULT 1 _start
32: 00000000000121e8 1000 OBJECT GLOBAL DEFAULT 3 buffer
33: 00000000000125d0 0 NOTYPE GLOBAL DEFAULT 3 __BSS_END__
34: 00000000000121e0 4 OBJECT GLOBAL DEFAULT 3 counter
35: 00000000000121d9 0 NOTYPE GLOBAL DEFAULT 3 __bss_start
36: 0000000000010120 132 FUNC GLOBAL DEFAULT 1 main
37: 00000000000101a4 104 FUNC GLOBAL DEFAULT 1 putc
38: 00000000000121d9 0 NOTYPE GLOBAL DEFAULT 2 __DATA_BEGIN__
39: 00000000000121d9 0 NOTYPE GLOBAL DEFAULT 2 _edata
40: 00000000000125d0 0 NOTYPE GLOBAL DEFAULT 3 _end
No version information found in this file.
Attribute Section: riscv
File Attributes
Tag_RISCV_stack_align: 16-bytes
Tag_RISCV_arch: "rv64i2p1_m2p0_a2p1_f2p2_d2p2_zicsr2p0_zifencei2p0_zmmul1p0"
其中包含了两种将程序分块的粒度，Segment 和 Section，我们以 segment 为粒度将程序加载进内存中。可以看到，给出的样例程序包含了三个 segment，这里我们只关注 Type 为 LOAD 的 segment，LOAD 表示它们需要在开始运行前被加载进内存中，这是我们在初始化进程的时候需要执行的工作。
而 section 代表了更细分的语义，比如 .text 一般包含了程序的指令，.rodata 是只读的全局变量等，大家可以自行 Google 来学习更多相关内容。
ELF 文件解析 ¶
首先我们需要将 uapp.S 中的 payload 给换成我们的 ELF 文件：
_sramdisk 开始的数据就变成了名为 uapp 的 ELF 文件，也就是说 _sramdisk 处 32-bit 的数据不再是我们需要执行第一条指令了，而是 ELF Header 的开始。
这时候就需要你对 task_init 中的初始化步骤进行修改。我们给出了 ELF 相关的结构体定义（见 elf.h
typedef struct {
unsigned char e_ident[EI_NIDENT]; // magic number，判断是否是 Ehdr，固定为 7f 45 4c 46 02 01 01 00 00 00 00 00 00 00 00 00
Elf64_Half e_type;
Elf64_Half e_machine;
Elf64_Word e_version;
Elf64_Addr e_entry; // 程序的第一条指令被存储的用户态虚拟地址
Elf64_Off e_phoff; // ELF 文件包含的 Segment 数组（Phdr）相对于 Ehdr 的偏移量
Elf64_Off e_shoff;
Elf64_Word e_flags;
Elf64_Half e_ehsize;
Elf64_Half e_phentsize;
Elf64_Half e_phnum; // ELF 文件包含的 Segment 的数量
Elf64_Half e_shentsize;
Elf64_Half e_shnum;
Elf64_Half e_shstrndx;
} Elf64_Ehdr;
typedef struct {
Elf64_Word p_type; // Segment 的类型
Elf64_Word p_flags; // Segment 的权限（包括了读、写和执行）
Elf64_Off p_offset; // Segment 在文件中相对于 Ehdr 的偏移量
Elf64_Addr p_vaddr; // Segment 起始的用户态虚拟地址
Elf64_Addr p_paddr;
Elf64_Xword p_filesz; // Segment 在文件中占的大小
Elf64_Xword p_memsz; // Segment 在内存中占的大小
Elf64_Xword p_align;
} Elf64_Phdr; // 存储了程序各个 Segment 相关的 metadata
// 你可以将 _sramdisk + e_phoff 强制转化为此类型，就会指向第一个 Phdr
我们可以按照这些信息，从 _sramdisk 开始的 ELF 文件中拷贝内容到我们开辟的内存中。
其中相对文件偏移 p_offset 指出相应 segment 的内容从 ELF 文件的第 p_offset 字节开始，在文件中的大小为 p_filesz，它需要被分配到以 p_vaddr 为首地址的虚拟内存位置，在内存中它占用大小为 p_memsz。也就是说，这个 segment 使用的内存就是 [p_vaddr, p_vaddr + p_memsz) 这一连续区间，然后将 segment 的内容从 ELF 文件中读入到这一内存区间，并将 [p_vaddr + p_filesz, p_vaddr + p_memsz) 对应的物理区间清零
你也可以参考这篇 blog 中关于静态链接程序的载入过程来进行你的载入。
这里有不少例子可以举，为了避免同学们在实验中花太多时间，我们告诉大家可以怎么找到实验中这些相关变量_sramdisk 类型使用的是 char*，如果你在使用其他类型，需要根据你使用的类型去调整针对指针的算数运算）
Elf64_Ehdr *ehdr = (Elf64_Ehdr *)_sramdisk，从地址 _sramdisk 开始，便是我们要找的 EhdrElf64_Phdr *phdrs = (Elf64_Phdr *)(_sramdisk + ehdr->phoff)，是一个 Phdr 数组，其中的每个元素都是一个Elf64_Phdrphdrs + 1是指向第二个 Phdr 的指针phdrs->p_type == PT_LOAD，说明这个 Segment 的类型是 LOAD，需要在初始化时被加载进内存
剩下的域的用法我们希望同学们通过阅读 man elf 命令或在网上搜索。大家可以参考以下的代码来将程序 load 进入内存。
void load_program(struct task_struct *task) {
Elf64_Ehdr *ehdr = (Elf64_Ehdr *)_sramdisk;
Elf64_Phdr *phdrs = (Elf64_Phdr *)(_sramdisk + ehdr->e_phoff);
for (int i = 0; i < ehdr->e_phnum; ++i) {
Elf64_Phdr *phdr = phdrs + i;
if (phdr->p_type == PT_LOAD) {
// alloc space and copy content
// do mapping
// code...
}
}
task->thread.sepc = ehdr->e_entry;
}
Tip
需要注意的是，因为虚拟内存和物理内存的映射是按页为单位的，如果 e_entry 并没有按页对齐的话，需要在拷贝的时候考虑 offset 的问题。
思考题 ¶
- 我们在实验中使用的用户态线程和内核态线程的对应关系是怎样的
？ （一对一，一对多，多对一还是多对多） - 系统调用返回为什么不能直接修改寄存器？
- 针对系统调用，为什么要手动将 sepc + 4？
- 为什么 Phdr 中，
p_filesz和p_memsz是不一样大的，它们分别表示什么？ - 为什么多个进程的栈虚拟地址可以是相同的？用户有没有常规的方法知道自己栈所在的物理地址？
实验任务与要求 ¶
- 请各位同学独立完成作业，任何抄袭行为都将使本次作业判为 0 分。
- 在学在浙大中提交：
- 整个工程代码的压缩包（提交之前请使用
make clean清除所有构建产物） - pdf 格式的实验报告：
- 记录实验过程并截图（4.1-4.3
） ，并对每一步的命令以及结果进行必要的解释； - 记录遇到的问题和心得体会；
- 完成思考题。
- 记录实验过程并截图（4.1-4.3
- 整个工程代码的压缩包（提交之前请使用
关于实验报告内容要求，可见：常见问题及解答 - 实验提交要求