rcore

Posted on 2025-03-22 Edited on 2025-03-23

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`_start()` 函数

_start() 函数是程序的入口函数，为了实现一个完全不依赖 rust 标准库的操作系统内核，
首先移除了 rust 标准库依赖，随后我们需要为编译器提供入口函数 _start()。

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extern "C" fn _start() {
    loop{};
}

实现 `exit()` 系统调用

为编译器提供了入口函数之后，编译器就可以编译程序了。但是程序还没有一个正常的退出方式，
我们需要为内核实现 exit() 系统调用，这样程序就可以正常退出了。使用 ecall 指令可以访问
操作系统提供的系统调用。

fn syscall(id: usize, args: [usize; 3]) -> isize {
    let mut ret;
    unsafe {
        core::arch::asm!(
            "ecall",
            inlateout("x10") args[0] => ret,
            in("x11") args[1],
            in("x12") args[2],
            in("x17") id,
        );
    }
    ret
}

实现 `write()` 系统调用

为了能够在控制台上输出信息，我们需要实现 write() 系统调用。实现完
write() 系统调用之后，我们就可以为微内核实现控制太打印信息的相关函数
和宏了。

实现 `shutdown()`

为了实现模拟器（系统）的关机，我们需要调用 sbi 提供的 shutdown() 系统调用。
sbi 是 RISC-V 的一种底层规范，用于实现操作系统和硬件之间的通信。同应用程序
访问操作系统的系统调用一样，操作系统通过 ecall 指令访问 sbi 提供的

程序内存布局和清空 `bss` 段

没什么好说的了，按照需要设置程序的内存布局（个人认为应该说是操作系统的内存布局吧），
然后在内核初始化时需要清空 bss 段。关于 bss 段，程序分配的全局变量储存在 bss 段，
他们的初值被设定为0。（亦是为什么要清空 bss 段）

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加载批处理程序到内核

link_app.S 将应用程序链接到内核，目前我对此汇编的理解，就是将应用程序加载进内核。

AppManager 初始化的时候，从内核中读取 num_app 以及每个 app 的起始地址。

load_app() 函数将应用程序加载到内存中，具体的，加载到内存约定的应用程序地址处，
这里是 0x80400000 。

实现特权级切换

RISC-V 共有三种特权级，分别是 M 级、S 级和 U 级。执行用户程序时，CPU 处于 U 级，
但当用户需要访问操作系统的资源（如系统调用），需要切换到 S 级。结束时，再切换回 U 级。
M 是机器模式，是最高特权级，用于实现操作系统的启动和关机，同时 M 级别也是最高特权级，
可以执行一切指令。

特权级的切换主要的认为是保存和恢复上下文。

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多道应用程序加载

由于需要实现多道程序执行，我们需要将待执行的应用程序加载到内存，这个为每个应用程序设置
固定的大小，即 0x20000 字节。然后将应用程序加载到对应的位置即可。

`__switch()` 函数

__swicth() 函数实现上下文切换，上下文切换的时候需要保存当前的寄存器状态，
然后恢复下一个任务的寄存器状态。

具体的说，保存当前任务上下文的 ra sp s0-s11 寄存器，然后恢复下一个任务的寄存器状态。
在实现的时候，遵循 RISC-V 的函数调用约定，使用 a0 和 a1 寄存器传递函数调用参数，
即当前任务和下一个任务的 TaskContext 指针。

管理多道程序的执行

大部分程序的执行流程都是小部分有效指令的和大部分的 I\O 指令，在等待 I\O 时， CPU
处于空闲状态，这显然与我们压榨 CPU 的理念不同，所有我们希望，当一个程序在等待 I\O
操作时，应该将 CPU 的控制权交给另一个程序，这样就可以充分利用 CPU 的计算能力。
为此我们需要实现 sys_yield() 。同样的，当一个程序运行结束时，我们也希望它交出
CPU 的控制权，让其他程序执行，这需要实现 sys_exit() 。这两个函数的实现过程基本
一致，首先是修改当前程序控制块的描述的程序状态，然后切换到下一个程序执行。

分时多任务系统

这里主要实现时钟中断相关和抢占式调度，有了时钟中断，还可以实现更复杂的调度算法。

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开启 `MMU` 使能

默认情况下，RISC-V 是没有开启 MMU 的，这导致了所有的程序都运行在同一个地址空间，
我们使用物理地址直接访问内存。开启 MMU 之后，我们可以使用虚拟地址访问内存，并且
可以更好的管理内存访问。

通过修改 satp 寄存器，具体的说，我们需要设置 satp 寄存器的 MODE 字段为 8 。

地址格式（从高位到低位）

物理地址：44位页框号，12位页内偏移
虚拟地址：27位页号，12位页内偏移

注：虚拟页面和物理页框都按 4k 对齐，故页内偏移实际上一致，在地址转换时只需要
找到页号和页框号的映射即可。

页表格式（从高位到低位）

10位保留位（必须为0），44位页框号，2位 RSW （保留位，必须为0）以及8位标志位。

标志位包括：

D ：Dirty，表示页面是否被修改过。
A ：Accessed，表示页面是否被访问过。
G ：Global，表示页面是否是全局页面。
U ：User，表示页面是否是用户页面。
X ：Executable，表示页面是否可执行。
W ：Writable，表示页面是否可写。
R ：Readable，表示页面是否可读。
V ：Valid，表示页面是否有效。

物理页的分配与回收

采用栈式物理页帧管理策略，使用 current 和 end 指示从未分配过的物理页框的页框号，
并使用 recycled 数组记录已分配过并回收的页框号。

分配的逻辑是，首先在 recycled 中查找是否有已回收的页框号，如果有则直接返回，否则
检测 current 和 end 是否相等，如果相等则代表无页框可用，直接 panic ，否则返回 current ，
并将 current 加1。

回收则比较简单，直接将页框号加入 recycled 数组即可。

物理内存的访问

物理页帧的访问，使用 into() 将物理页框号直接转化成物理地址，根据物理地址访问内存即可。
尽管我们在程序中得到的物理地址会被 MMU 视作虚拟地址，但是由于这里虚拟页号到物理页框号
的映射是恒等隐射，所有虚拟地址和物理地址一样。

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_start() 函数

实现 exit() 系统调用

实现 write() 系统调用

实现 shutdown()

程序内存布局和清空 bss 段

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