从零手写操作系统之RVOS系统调用实现-09

大忽悠爱学习

发布于 2023-10-11 08:40:23

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发布于 2023-10-11 08:40:23

文章被收录于专栏：c++与qt学习

从零手写操作系统之RVOS系统调用实现-09

本系列参考: 学习开发一个RISC-V上的操作系统 - 汪辰 - 2021春整理而来，主要作为xv6操作系统学习的一个前置基础。

RVOS是本课程基于RISC-V搭建的简易操作系统名称。

课程代码和环境搭建教程参考github仓库: https://github.com/plctlab/riscv-operating-system-mooc/blob/main/howto-run-with-ubuntu1804_zh.md

前置知识:

系统模式：用户态和内核态

在之前章节中，我们的程序其实一直都运行在Machine态下，但是RISC-V是支持3种不同的运行模式的，如下图所示:

本节中，想要实现的目标就是改造我们的RVOS系统，使其能够支持M和U模式，也就是U模式作为用户态，M模式作为内核态。

在支持虚拟内存的类Linux操作系统中，内核态可能指的是的S模式

在抢占式任务实现篇中，我们详细分析了上图start.s启动汇编中那几行代码，其作用简单来说就是:

设置mstatus的MPP和MPIE位为1

在start_kernel函数中，通过schedule函数手动切换到初始任务执行，该过程会调用switch_to函数完成指令流的切换执行。

switch_to函数最后会调用mret指令，该指令会将MPP保存的特权级恢复为当前特权级别，MPIE保存的中断使能位，恢复为当前中断使能位，效果就是设置当前任务也运行在M态下，并且打开全局中断使能。

如何让任务运行在用户态下

那么如何设置让任务运行在U态下呢?

由于mstatus的MPP位默认为0，所以我们只需要在start.s汇编文件中，去掉对MPP位的设置即可:

当switch_to第一次被手动调用时，执行mret指令，该指令将MPP保存的特权级恢复为当前特权级别，此时当前特权级别为用户态。

随后，跳转到任务入口地址处执行，这样就可以确保任务运行在用户态下。

系统模式的切换

用户模式下访问特权指令测试

当我们的用户程序跑在用户态下的时候，其访问M态下才能访问的资源时，就会受到限制，那么如何解决呢？

我们首先来测试看看在用户态下，执行特权指令是否会触发异常:

首先看一下start.s中的更改

在来看一下user.c中的更改

void user_task0(void)
{
	uart_puts("Task 0: Created!\n");

	unsigned int hid = -1;

	/*
	 * if syscall is supported, this will trigger exception, 
	 * code = 2 (Illegal instruction)
	 * 在用户模式下,尝试读取mhartid寄存器内容,会抛出非法指令异常,错误码为2
	 */
	hid = r_mhartid();
	printf("hart id is %d\n", hid);
	
	while (1){
		uart_puts("Task 0: Running... \n");
		task_delay(DELAY);
	}
}

/* which hart (core) is this? */
static inline reg_t r_mhartid()
{
	reg_t x;
	asm volatile("csrr %0, mhartid" : "=r" (x) );
	return x;
}

测试希望效果

测试结果符合预期

注意: makeFile文件不要忘记携带SYSCALL宏定义

系统调用

RISC-V处于安全考虑，不允许用户态程序直接执行部分特权指令，因此只能采用间接的方式进行访问，也就是通过系统调用的方式进行特权资源访问。

所谓系统调用，就是通过一条特殊的ecall指令，帮助我们从用户态切换到内核态执行，然后通过一条eret指令，从内核态再切换回用户态执行:

ecall指令执行本质就是触发一次异常:

用户态下调用ecall指令，触发得到的错误码为8
S态下，为9
M态下，为11

异常产生时，epc寄存器的值存放的是ECALL指令本身的地址，因此，我们需要注意将epc值更改为ECALL下一条指令的地址，否则就会触发死循环，不断执行ECALL指令。

系统调用执行流程

因为ECALL指令本质是主动触发一次异常，所以ECALL指令的执行流程和前面讲过的统一异常处理流程是一致的，这里不再过多展开。

为了解决用户态下无法直接读取mhartid寄存器来获取当hart Id的问题，我们需要编写一个系统调用函数gethid,让用户程序通过调用该函数，完成上面的需求。

整个系统调用流程如下图所示:

gethid函数中通过ecall指令进行系统调用，主动触发一次异常
hart跳到mvetc指向的中断程序入口地址处执行，同时MPP保存进入trap前的特权级别，MPIE保存进入trap前的全局中断使能位
trap_vector进行上下文保存,然后调用trap_handler中断处理程序
trap_handler中断处理程序中，发现此次发生的trap是异常，又根据错误码发现此次发生的异常实际是一次系统调用
执行系统调用函数
将返回地址加上4个字节，也就是跳到发生异常的下一条指令去执行，而非重试异常指令，避免陷入死循环
mret进行中断返回，将当前特权级别恢复为MPP,当前全局中断使能恢复为MPIE

为了能在中断处理程序中访问到当前任务上下文，我们新增了将任务上下文地址作为参数传入中断处理程序的逻辑:

中断处理程序函数中新增一个context参数，用于接收当前任务上下文地址:

系统调用传参规范

ecall指令用来触发一次系统调用，但是ecall这条指令本身并没有提供额外的位用于存放标记，来区分不同的系统调用，如: write系统调用，read系统调用，open系统调用…

为了区分这些系统调用，我们需要给每个系统调用分配一个号码，称为系统调用号，系统调用号在本系统中存放于a7寄存器中。

虽然系统调用传参规则由不同的系统自己决定，但是也要遵循RISC-V函数传参规范

系统调用本质也是一个函数，也需要有参数，但是不同的系统调用需要的参数个数未必一样，所以我们这里规定系统调用参数使用寄存器范围在a0-a5之间。

系统调用返回值放在a0中，用于表示成功还是失败，成功一般为0，如果失败了，则使用负数来表示不同的错误码。

系统调用封装

为了让用户程序能够访问特权资源，我们可以借助ecall系统调用指令，并借助于系统调用号区分不同的系统调用。

我们的系统所要做的就是提供不同的系统调用，每个系统调用由系统调用号和系统调用处理函数组成，系统调用号存放于一个单独的syscall.h头文件中，而具体的系统调用函数实现则存放于syscall.c文件中。

同时，为了让用户程序调用我们的系统调用，我们需要编写一份相同的syscall.h头文件，该头文件列举了当前系统支持的所有系统调用号，同时编写对应的usys.S文件，为每个系统调用封装一层函数，用于向用户屏蔽通过ecall指令加系统调用号来调用底层系统调用函数的处理过程。

我们将上图中左部分存放于C库中，暴露给用户程序访问，而右部分存放于内核中，作为系统调用具体实现，这种分离的做法，也是Linux操作系统采用的策略。

暴露给用户的库文件

syscall.h

// System call numbers
#define SYS_gethid	1

usys.S

#include "syscall.h"

.global gethid
gethid:
    //将系统调用号,加载到a7寄存器中
	li a7, SYS_gethid
	//执行系统调用
	ecall
	ret

操作系统内核中驻留的系统调用实现相关库文件

syscall.h

// System call numbers
#define SYS_gethid	1

syscall.c

#include "os.h"
#include "syscall.h"

//获取当前hart id的系统调用
int sys_gethid(unsigned int *ptr_hid)
{
	printf("--> sys_gethid, arg0 = 0x%x\n", ptr_hid);
	if (ptr_hid == NULL) {
		return -1;
	} else {
	    //hart id存放于传入内存地址处
		*ptr_hid = r_mhartid();
		return 0;
	}
}

//根据系统调用号,完成系统调用分发处理
void do_syscall(struct context *cxt)
{
    //从当前任务的上下文中获取系统调用号
	uint32_t syscall_num = cxt->a7;
	//根据系统调用号完成系统调用任务执行的派发
	switch (syscall_num) {
	case SYS_gethid:
	    //进行获取hart id的系统调用,结果存放于a0寄存器中
	    //hart id存放于a0寄存器保存的内存地址处
	    //a0寄存器这里即作为函数调用参数,又作为函数返回值进行传递
		cxt->a0 = sys_gethid((unsigned int *)(cxt->a0));
		break;
	default:
	    //错误码使用负数表示,这里简单起见,系统调用出错都返回-1
		printf("Unknown syscall no: %d\n", syscall_num);
		cxt->a0 = -1;
	}
	return;
}

trap返回时，会将当前任务的上下文进行恢复，这样用户程序就可以从a0寄存器中取出系统调用的结果了。

系统调用完整流程解析

编写任务0，在该任务中执行我们编写的系统调用

void user_task0(void)
{
	uart_puts("Task 0: Created!\n");

	unsigned int hid = -1;

	/*
	 * if syscall is supported, this will trigger exception, 
	 * code = 2 (Illegal instruction)
	 */
	//hid = r_mhartid();
	//printf("hart id is %d\n", hid);

//携带该宏定义,进行系统调用测试
#ifdef CONFIG_SYSCALL
	int ret = -1;
	//执行系统调用
	//结果存放于hid变量中
	ret = gethid(&hid);
	//ret = gethid(NULL);
	if (!ret) {
		printf("system call returned!, hart id is %d\n", hid);
	} else {
		printf("gethid() failed, return: %d\n", ret);
	}
#endif

	while (1){
		uart_puts("Task 0: Running... \n");
		task_delay(DELAY);
	}
}

执行系统调用包装函数

ecall指令触发异常,错误码为8 (当前处于U态下)

trap_vector中断处理程序入口代码基本没有变动，只是额外新增了当前任务上下文地址作为参数进行传递。

trap_handler函数根据错误码完成异常转发

do_syscall函数根据系统调用号再次进行转发

do_syscall函数返回 , a0存放返回值，即中断调用结果，但是注意此时a0的值是存放于当前任务的上下文中
trap_handler函数返回，返回值为mepc+4，返回值存放于a0寄存器中
trap_vector函数返回, 将a0赋值给mepc，恢复当前任务的上下文，此时a0中存放的是系统调用的返回结果，然后利用mret指令跳到mepc地址处执行 —> gethid函数的ret指令，即ecall指令的下一条指令
gethid函数返回，此时a0寄存器存放的是系统调用结果
user_task0任务中拿到系统调用执行结果

执行测试

在前面代码基础上，只对user_task0号任务进行修改:

void user_task0(void)
{
	uart_puts("Task 0: Created!\n");

	unsigned int hid = -1;

	/*
	 * if syscall is supported, this will trigger exception, 
	 * code = 2 (Illegal instruction)
	 */
	//hid = r_mhartid();
	//printf("hart id is %d\n", hid);

#ifdef CONFIG_SYSCALL
	int ret = -1;
	ret = gethid(&hid);
	//ret = gethid(NULL);
	if (!ret) {
		printf("system call returned!, hart id is %d\n", hid);
	} else {
		printf("gethid() failed, return: %d\n", ret);
	}
#endif

	while (1){
		uart_puts("Task 0: Running... \n");
		task_delay(DELAY);
	}
}