本文细致的剖析了2021 FALL MIT 6.S081 课程的一项实验， Lab 链接 Lab: System calls (mit.edu) .

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开始 Lab 前首先要切换 git 分支:

 $ git fetch
 $ git checkout syscall
 $ make clean

System call tracing (moderate)

在本实验中，您将添加一个系统调用跟踪功能，该功能会在您调试实验时有所帮助。您将创建一个新的 trace 系统调用来跟踪系统调用。它有一个参数，这个参数是一个整数“掩码”（mask），它的比特位与要跟踪的系统调用有对应关系。例如， fork 对应的系统调用号为 5 （ SYS_fork = 5），要跟踪 fork 系统调用，程序应调用 trace(1 << SYS_fork) ，其中 SYS_fork 是 kernel/syscall.h 中的系统调用编号。您应修改 xv6 内核，如果掩码中对应的系统调用的编号置位，则在每个系统调用即将返回时打印一行信息。该信息应该包含 pid 、系统调用的名称和返回值，不需要打印系统调用参数。 trace 系统调用应跟踪调用它的进程及其所有子进程，但不应影响其他进程.

提示

• 在 Makefile 的 UPROGS 中添加 $U/_trace 。

• 运行 make qemu ，您会发现编译器无法编译 user/trace.c ，因为系统调用的用户空间存根还不存在。将系统调用的原型添加到 user/user.h ，存根添加到 user/usys.pl，以及将系统调用编号添加到 kernel/syscall.h ， Makefile 调用perl脚本user/usys.pl，它生成实际的系统调用存根 user/usys.s ，这个文件中的汇编代码使用RISC-V的 ecall 指令转换到内核。一旦修复了编译问题（*注：如果编译还未通过，尝试先 make clean ，再执行 make qemu *），就运行 trace 32 grep hello README ；但由于您还没有在内核中实现系统调用，执行将失败.

（"存根"（stub）通常指的是一个简单的程序或函数，它的目的是在开发过程中替代或模拟某个功能或组件。存根的主要作用是提供一个占位符，使得程序的其余部分能够继续开发和测试，而不受到尚未实现的组件的影响。） 。

• 在 kernel/sysproc.c 中添加一个 sys_trace() 函数，它将参数保存到 proc 结构体（请参见 kernel/proc.h ）里的一个新变量（掩码）中来实现对系统调用的追踪。从用户空间检索系统调用参数的函数在 kernel/syscall.c 中，您可以在 kernel/sysproc.c 中看到它们的使用示例.

• 修改 fork() （请参阅 kernel/proc.c ），将掩码从父进程复制到子进程.

• 修改 kernel/syscall.c 中的 syscall() 函数以打印跟踪过程的输出信息。您需要添加一个系统调用名称数组以建立索引.

补充

在开始实验前，有必要搞清 xv6 是如何执行系统调用的，以 sleep 为例，后续的实现过程与这张图紧密相关:

实验过程

根据提示，首先需要在 kernel/syscall.h 和 kernel/syscall.c 中增加系统调用的编号及声明.

// kernel/syscall.h
// ...
#define SYS_trace  22

// kernel/syscall.c
// ...
extern uint64 sys_trace(void);
extern uint64 sys_sysinfo(void);

static uint64 (*syscalls[])(void) = {
// ...
[SYS_trace]   sys_trace,
};

同时，需要在 user/user.h 中添加函数原型 。

// user/user.h
// ...

// system calls
// ...
int trace(int);
// ...

依照实验提示，我们需要在 kernel/proc.h 的 struct proc 结构体中添加一个新的变量 tracenum 来记录被追踪的函数 。

// kernel/proc.h
// ...
// Per-process state
struct proc {
  struct spinlock lock;

  // p->lock must be held when using these:
  enum procstate state;        // Process state
  void *chan;                  // If non-zero, sleeping on chan
  int killed;                  // If non-zero, have been killed
  int xstate;                  // Exit status to be returned to parent's wait
  int pid;                     // Process ID

  // wait_lock must be held when using this:
  struct proc *parent;         // Parent process

  // these are private to the process, so p->lock need not be held.
  uint64 kstack;               // Virtual address of kernel stack
  uint64 sz;                   // Size of process memory (bytes)
  pagetable_t pagetable;       // User page table
  struct trapframe *trapframe; // data page for trampoline.S
  struct context context;      // swtch() here to run process
  struct file *ofile[NOFILE];  // Open files
  struct inode *cwd;           // Current directory
  char name[16];               // Process name (debugging)
  int tracenum;                // Trace mask
};

在实现系统调用函数之前，我们有必要先看一下 user/trace.c ， 看看命令行中 trace 命令是如何被使用的.

// user/trace.c
#include "kernel/param.h"
#include "kernel/types.h"
#include "kernel/stat.h"
#include "user/user.h"

int
main(int argc, char *argv[])
{
  int i;
  char *nargv[MAXARG];

  if(argc < 3 || (argv[1][0] < '0' || argv[1][0] > '9')){
    fprintf(2, "Usage: %s mask command\n", argv[0]);
    exit(1);
  }

  if (trace(atoi(argv[1])) < 0) {
    fprintf(2, "%s: trace failed\n", argv[0]);
    exit(1);
  }
  
  for(i = 2; i < argc && i < MAXARG; i++){
    nargv[i-2] = argv[i];
  }
  exec(nargv[0], nargv);
  exit(0);
}

首先验证参数数量不小于 3 ，因为 trace 命令的使用格式为:

trace [系统调用号] [命令]

并验证传递的系统调用号合法，开始对 argv[1] 传递的系统调用号进行追踪.

需要被 trace 的命令被复制到新的参数参数列表中，并通过 exec 系统调用开始执行，这一过程中， trace 会持续追踪.

使用示例如下:

$ trace 32 grep hello README
3: syscall read -> 1023
3: syscall read -> 966
3: syscall read -> 70
3: syscall read -> 0

这里我们会发现 user/trace.c 使用的参数为 int 型 trace 函数，仅在 user/user.h 有一个函数原型，而没有具体的函数实现，实际上这里与上面补充内容的图片相对应，这一函数实际上会调用 ECALL 指令，指令的参数是代表了 trace 系统调用的数字，之后控制权到了 syscall 函数， syscall 会实际调用 trace 系统调用.

ECALL 指令属于汇编层面，暂且跳过，下面我们来分析 kernel/syscall.c 中 syscall 函数的代码:

// kernel/syscall.c
// ...
void
syscall(void)
{
  int num;
  struct proc *p = myproc();

  num = p->trapframe->a7;
  if(num > 0 && num < NELEM(syscalls) && syscalls[num]) {
    p->trapframe->a0 = syscalls[num]();
  } else {
    printf("%d %s: unknown sys call %d\n",
            p->pid, p->name, num);
    p->trapframe->a0 = -1;
  }
}

逐行分析这段代码:

struct proc *p = myproc();

跳转查看 myproc() 的函数定义:

// kernel/proc.c
// ...
// Return the current struct proc *, or zero if none.
struct proc*
myproc(void) {
  push_off();
  struct cpu *c = mycpu();
  struct proc *p = c->proc;
  pop_off();
  return p;
}
// ...

myproc() 函数会返回当前运行的进程的指针。 struct proc *p = myproc();获取了当前进程的指针并赋值给变量 p 。

num = p->trapframe->a7

从当前进程的 trapframe 结构中获取系统调用号，并将其存储在变量 num 中。在 RISC-V 中，系统调用号存储在寄存器 a7 中.

if(num > 0 && num < NELEM(syscalls) && syscalls[num])

检查系统调用号是否在有效范围内，并且确保与该号相关联的处理函数存在.

p->trapframe->a0 = syscalls[num]();

如果条件满足，执行与系统调用号相关联的处理函数，并将其返回值存储在进程的 trapframe->a0 寄存器中。 a0 寄存器用于存储系统调用的返回值。 syscalls[num]() 能执行对应的系统调用处理函数，是因为 kernel/syscall.c 中定义了一个函数指针数组:

// kernel/syscall.c
// ...
// 函数指针数组
static uint64 (*syscalls[])(void) = {
[SYS_fork]    sys_fork,
[SYS_exit]    sys_exit,
[SYS_wait]    sys_wait,
[SYS_pipe]    sys_pipe,
[SYS_read]    sys_read,
[SYS_kill]    sys_kill,
[SYS_exec]    sys_exec,
[SYS_fstat]   sys_fstat,
[SYS_chdir]   sys_chdir,
[SYS_dup]     sys_dup,
[SYS_getpid]  sys_getpid,
[SYS_sbrk]    sys_sbrk,
[SYS_sleep]   sys_sleep,
[SYS_uptime]  sys_uptime,
[SYS_open]    sys_open,
[SYS_write]   sys_write,
[SYS_mknod]   sys_mknod,
[SYS_unlink]  sys_unlink,
[SYS_link]    sys_link,
[SYS_mkdir]   sys_mkdir,
[SYS_close]   sys_close,
[SYS_trace]   sys_trace,
};

syscall 执行结束后，就会执行对应的 sys_trace 函数，我们当前尚未定义这一函数。 提示中提到，我们需要修改 kernel/syscall.c 来打印追踪的信息，而定义在 kernel/sysproc.c 中的 sys_trace 函数只需更新当前进程的 tracenum 即可.

注意到 kernel/sysproc.c 中的函数入参都是 void ，我们需要考虑如何将参数传递给 sys_trace 函数。参考一下 sys_kill 的代码:

// kernel/sysproc.c
// ...
uint64
sys_kill(void)
{
  int pid;

  if(argint(0, &pid) < 0)
    return -1;
  return kill(pid);
}
// ...

可以看到有一个 argint 函数似乎完成了对变量 pid 的赋值操作，我们转到 argint 函数的定义:

// Fetch the nth 32-bit system call argument.
int
argint(int n, int *ip)
{
  *ip = argraw(n);
  return 0;
}

static uint64
argraw(int n)
{
  struct proc *p = myproc();
  switch (n) {
  case 0:
    return p->trapframe->a0;
  case 1:
    return p->trapframe->a1;
  case 2:
    return p->trapframe->a2;
  case 3:
    return p->trapframe->a3;
  case 4:
    return p->trapframe->a4;
  case 5:
    return p->trapframe->a5;
  }
  panic("argraw");
  return -1;
}

注释表明 argint 函数的功能是取第 n 个 32 位系统调用参数，看这两个函数片段可以得知，系统调用参数是通过当前进程的 trapframe 来传递的。这个参数究竟是什么时候到 a0 中的，需要阅读大量汇编代码，这里暂且略过.

获知这些信息后，我们可以开始实现 sys_trace ，利用 argint 函数取得参数值后，将前面为进程结构体增加的 tracenum 设为该函数值即可:

// kernel/sysproc.c
// ...
uint64
sys_trace(void){
  int mask;
  // get the trace mask from the p->trapframe->a0
  if(argint(0, &mask) < 0)
    return -1;
  myproc()->tracenum = mask;
  return 0;
}

根据提示，我们还需要修改 kernel/proc.c 中的 fork() 函数来将 tracenum 从父进程复制到子进程:

// kernel/proc.c
// Create a new process, copying the parent.
// Sets up child kernel stack to return as if from fork() system call.
int
fork(void)
{
  int i, pid;
  struct proc *np;
  struct proc *p = myproc();

  // Allocate process.
  if((np = allocproc()) == 0){
    return -1;
  }

  // Copy user memory from parent to child.
  if(uvmcopy(p->pagetable, np->pagetable, p->sz) < 0){
    freeproc(np);
    release(&np->lock);
    return -1;
  }
  np->sz = p->sz;

  // copy saved user registers.
  *(np->trapframe) = *(p->trapframe);

  // Cause fork to return 0 in the child.
  np->trapframe->a0 = 0;

  // increment reference counts on open file descriptors.
  for(i = 0; i < NOFILE; i++)
    if(p->ofile[i])
      np->ofile[i] = filedup(p->ofile[i]);
  np->cwd = idup(p->cwd);

  safestrcpy(np->name, p->name, sizeof(p->name));

  pid = np->pid;

  release(&np->lock);

  acquire(&wait_lock);
  np->parent = p;
  release(&wait_lock);

  acquire(&np->lock);
  np->state = RUNNABLE;
  release(&np->lock);
  
  // 复制 tracenum 到子进程
  np->tracenum = p->tracenum;

  return pid;
}

根据提示，当前进程每次执行被追踪的系统调用时都应打印相关信息，因此，应将打印信息的代码添加在 kernel/syscall.c 中 syscall 函数中。这里还需要添加一个系统调用名称数组以建立索引。修改后的 syscall 函数如下所示:

// kernel/syscall.c
// ...
void
syscall(void)
{
  static char *syscall_names[] = {
  [SYS_fork]    "fork",
  [SYS_exit]    "exit",
  [SYS_wait]    "wait",
  [SYS_pipe]    "pipe",
  [SYS_read]    "read",
  [SYS_kill]    "kill",
  [SYS_exec]    "exec",
  [SYS_fstat]   "fstat",
  [SYS_chdir]   "chdir",
  [SYS_dup]     "dup",
  [SYS_getpid]  "getpid",
  [SYS_sbrk]    "sbrk",
  [SYS_sleep]   "sleep",
  [SYS_uptime]  "uptime",
  [SYS_open]    "open",
  [SYS_write]   "write",
  [SYS_mknod]   "mknod",
  [SYS_unlink]  "unlink",
  [SYS_link]    "link",
  [SYS_mkdir]   "mkdir",
  [SYS_close]   "close",
  [SYS_trace]   "trace",
  [SYS_sysinfo] "sysinfo"
  };
  
  int num;
  struct proc *p = myproc();

  num = p->trapframe->a7;
  if(num > 0 && num < NELEM(syscalls) && syscalls[num]) {
    p->trapframe->a0 = syscalls[num]();
    //在函数返回后，以位运算确认该系统调用是否被追踪
    if((1 << num) & p->tracenum) {
      printf("%d: syscall %s -> %d\n",
            p->pid, syscall_names[num-1], p->trapframe->a0);
    }
  } else {
    printf("%d %s: unknown sys call %d\n",
            p->pid, p->name, num);
    p->trapframe->a0 = -1;
  }
}

这里要解释一下增加的打印信息的判断逻辑，操作系统用一个 32 位掩码来表示要追踪哪个系统调用，即若要追踪系统调用号为 n 的掩码，则将 tracenum 的 n + 1 位置 1 。若当前执行的系统调用正在被追踪，则 1 << num 与 tracenum 相与的结果必然不为 0 ，则 if 条件成立，打印信息.

最后此篇关于深入操作系统内核！细致剖析MIT6.S081课程Lab2:systemcalls-1的文章就讲到这里了,如果你想了解更多关于深入操作系统内核！细致剖析MIT6.S081课程Lab2:systemcalls-1的内容请搜索CFSDN的文章或继续浏览相关文章，希望大家以后支持我的博客！ 。