| 宏内核
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| 宏内核模式相对unikernel模式特点
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如何以Unikernel为基础，构建最小化宏内核
| 用户地址空间，建立用户stack，分出来code area，能加载外部的app binary
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| 在主task来创建child task
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| 内核和用户通信通过syscalls，trap
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需要
| 建立用户地址空间，对指定区域进行映射，能指定属性
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| 添加系统调用到异常中断
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| 能复用调度，
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| 切换switch
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实现过程
| 创建用户地址空间
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需要用户stack和应用代码区域
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| 伪造一个返回应用的上下文现场
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| 就是一组寄存器状态
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| 假装我们之前从应用来的
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| 保存在内核栈上
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| 内核栈属于新创建的任务
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| 新任务运行，运行下sret
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| 会从伪造现场里恢复寄存器状态
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| 完成特权级切换
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| 就可以从内核态返回用户态
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| 首次启动用户态应用，开始执行用户代码
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| origin直接sys_exit
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上下文
| 任务上下文/进程上下文/用户进程上下文
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| 运行用户应用正常逻辑
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| 只要不涉及到更高级的资源申请，或者缺页异常，也需要进到内核态，就在这个上下文运行，就是没有中断打断
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| 异常上下文
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| 上面需要syscall或者中断打断，或者异常处理
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| 进来
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| 中断上下文，图中没画
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| 中断处理优先级>异常处理优先级
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| 处理时间不能长，要尽快返回所以对锁同步机制有要求
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| 比异常要求严格
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创建用户地址空间address space，axmm
| 把用户应用加载进来
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| 加载进user地址空间的相应segment里去
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| 怎么通过axfs来遍历文件系统，加载应用
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| 初始化用户stack
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| 创建用户task
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| 执行到最后要从用户态切换到内核态
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| 通过axtask，需要实现taskext，任务实现的扩展
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| join等待task完成
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| 退出
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用户空间
| sv39，高低两部分
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高端内核空间，低端用户应用空间
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| 初始化的时候有一个内核根页表，中间的那个图
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低端保持空，高端是内核空间
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| 创建用户根页表，使用复制的方式
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不管复制多少次，用户也和内核页，内容一样
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| 低端是应用空间
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一开始空，加载应用代码，数据，会填充
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实现对应关系
| 左边，sv39的高端低端，地址两个
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| 跟linux完全一致
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| 用户空间，内核空间都用了一个AddrSpace来表示
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| 可见范围
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| 区域列表
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出现了MemorySet
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| 管理的页表
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| 用户address space，虽然kernel也复制过去了，但用户不可见
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| 范围只在蓝色区域内，应用通过系统调用或者异常，可以访问高端那一部分
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| 页表不需要切换，因为自带，但会占用更多空间，这个机制是和linux兼容的
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用于应用的编译链接
| 目前是rust工具链+rust嵌入式汇编
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| ecall能从用户特权级跳到kernel特权级
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| 现在不支持elf，所以需要转成二进制
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应用安装到根文件系统里
| make disk_img已经创建磁盘设备disk.img
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建立了文件系统fat32
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| 安装用户应用是mount该磁盘设备文件到./mnt目录
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更新应用程序image
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应用加载到用户地址空间
| 将用户img从磁盘上加载到内存里
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| 第一步把image从磁盘离读出来，存到临时缓冲区里，可栈可堆
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| 然后往地址空间里写
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| 还没有启动应用，需要kernel替应用把地址空间准备好
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| 所以需要在用户地址空间里完成一个映射
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能跟物理页帧形成一个映射关系
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| 内核地址空间可以访问所有物理页帧，通过偏移访问
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| 在内核，将应用代码从缓冲区拷过来
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创建用户任务
| ext对应不同模式有不同扩展
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| unikernel基本是null
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| 宏内核需要加以下属性
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| proc_id
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pid
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| uctx
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上下文
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| aspace
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用户地址空间
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| 通过一个宏def_task_ext!注册
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| 因为从调度上来看，大家几乎一致，不管unikernel，宏内核，还是hypvider
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| 主要区别在资源相关属性，跟调度没什么关系
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| 宏内核，需要以进程为单位管理和隔离资源，每个task有自己的资源引用
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| 尽量保证调度子系统通用
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进入用户态，让出CPU，kick off用户任务
| 一般没有专门指令从内核态到用户态
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| 伪装一个异常上下文现场，假装来自用户态，用sret指令返回去
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| 比如假装一个用户应用运行，发生了异常，进入内核态
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| 然后保存用户应用的通用寄存器，控制寄存器状态，保存在用户栈的区域里，叫做保存现场的栈帧
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| 保存三个比较重要
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| sp
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应用的栈
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| epc
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触发异常的时候应用指令寄存器当前执行到的位置
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| status
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发生异常时的状态
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| 这个栈帧做好了，执行sret的时候，会反过来，按照刚才保存的顺序，恢复出去，再从内核态切换到用户态
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| sepc
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直接写入的是write应用的入口，sret后就会从应用入口处开始执行
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| csrw sstatus，
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保存状态，表示上次是从用户态来的，好正常返回用户态
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| LDR sp, sp, 1
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保存栈的地址
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| gp和tp
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在支持linux的时候有特殊用途
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| tp
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用来存任务指针
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| gp
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跟一些什么cpu没听清是相关的，跟relaxed机制的相对偏移有关
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| 这些都需要保存好
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前面都是启动过程
| 应用里只有一个exit系统调用要回到kernel里，需要一个响应函数，就是handle_syscall
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| riscv_trap_handler是异常中断向量表的入口函数，根据原因cause，注册相应的函数
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| 现在只实现了SYS_EXIT，直接退出就行了
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宏内核地址空间管理，包含哪些对象
| 首先AddrSpace地址空间
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管理一系列有序区域，并对应一个页表
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| MemorySet是对BTreeMap的简单封装
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| 对MemoryArea进行有序管理
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| 对应一个连续的虚拟地址内存区域
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| 又对应一个backend
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| 并管理页表
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MemorySet
| 表示一系列area，按地址有序排列
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| 对地址空间的主要操作就是查找目标area或者查找area之间的空隙
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| 有序管理能够快速找到目标区间和之间的空隙
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| 映射的新的地址空间可能与原有空间重叠
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| 发生重叠的会先被unmap掉
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| 取消掉后，对新的区域进行映射
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| 还有新区域在旧区域大的区域中间
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| 旧的会被unmap，因而发生了切割
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| 是在使用mmap和munmap的时候经常处理的情况
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跟区域有关的是backend
| 实现是一个trait
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| 线性映射
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| 需要物理有连续的空间存在
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| 在虚拟空间对它做直接映射
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| 映射直接有一个偏移必须是一个常数
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| unikernel第一次切换采用的方式一样
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| 常用在设备MMIO区域进行映射
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| 或者内核，应用之间共享内存映射的时候
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| 对应的物理页帧必须连续
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| alloc
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| 更常用
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| 如果没有指定polulate，只建立空映射
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| 真正访问的时候触发缺页异常
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| 缺页异常内，完成物理页帧的申请，补齐映射
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| 也是Lazy方式
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| 页帧可能分散，按页映射
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缺页异常响应函数实现
| 通过handle_page_fault
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| 会调用一连串的handle_page_fault
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| 申请物理页帧
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| 将物理页帧映射到缺页的虚拟地址上
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系统调用sys_mmap实现
| 跟缺页异常关系密切的系统调用mmap
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| 触发原因不同，这个是系统调用
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| 跟缺页异常逻辑相似，但可以传populate参数
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| true的时候，类似，申请物理页帧，并映射到虚拟地址
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| 如果false，建立空的页表项，等pagefault
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省内存，但效率低
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支持原生linux应用
| 因为glibc比较复杂，所以实验都基于musl-libc来编译
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| 开始采用elf格式应用
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| 启动原始linux应用hello
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具体要解决的问题
兼容界面
| syscall
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| procfs & sysfs伪文件系统
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查询状态
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| 一些假定=_=
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awareness of aspace
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elf格式
| 有一个布局的概念
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| 可以通过命令查看布局
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| entry point，应用的入口在哪里，编译不同应用不同，非0地址
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| 两个段，代码段，用户段，LOAD代表这俩段需要加载进内存里
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| 通过flg判断，RE是读执行，代码段，RW是数据段
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elf的具体加载
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| elf采取紧凑存储的方式
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| 加载到虚拟机空间需要展开
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| 要符合对齐之类的要求
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一般可读可写数据段会包含两个部分
| data段
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都是有初值的一些变量
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| bss
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| 初始化为0的变量，比如static变量属于这里
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| 由于全0不需要存所以文件里没有bss，只会标记
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| 所以filesiz包含的时候有初值的data段的内容
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| memsize包含data段+bss段的长度
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| 由于bss没有第三方加载器，内核就是加载器，所以清零操作得自己做
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应用用户栈初始化
| linux都是跟glibc/musl-libc联编译形成的
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| 除了应用本身的部分，还有附加部分，会对栈上的数据进行检查和访问
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| 切换用户之前，需要准备这些内容
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| 满足libc库的需要
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| main的最全形式见图
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| 最顶端是0
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| 文件名
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| 环境变量
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| 参数
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| 随机数码，auxv使用（叫什么辅助向量，没细讲）可以没有，如果没有，退回低级形式
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| 下面对应main的那3个参数
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| arg_ptr存的是指针，arg存的事参数的值
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| 最后需要把最后一个低地址赋给用户栈sp
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| sp，对于x86架构，赋给栈的sp要求16字节对齐
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| x86指定了什么sse，有向量指定对齐的要求
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支持系统调用的层次结构
| 与unikernel大致
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| 使用linkme从trap到m_X_0里注册了系统调用入口
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| posix,是参照posix封装的api接口
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| 是musl以静态方式编译的
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| 动态会比较麻烦
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| 启动的时候需要先加载ld动态库
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| 以它为解析器，把响应动态库给依次加载进来
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| 把libc库和应用，编译到一块
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| 多了个准备部分_start
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| 完成一些预备工作
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| 比如检查栈上的数据
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| 环境变量参数传给main
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| _exit工具链附加
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| 要想把musl编译的hello运行起来需要4个系统调用
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| set_tid_address会设置clear tid的指针
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| linux宏内核进程上有两个相关变量
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| 一个set_tid指针，clear_tid指针
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| set跟线程启动相关
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| 主线程创建子线程，子线程把tid记到set tid里，别人能知道新线程的tid是什么
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| clear tid是线程要释放，或者自己要退出，比如释放锁mutex会把自己返回值写到clear_tid
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| ioctl
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| writev
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| write变形
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| 用来写一组字符串序列
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| 两个，一个是那句话，一个是换行符
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| 只有这个系统调用响应的事应用main里对应的系统调用，前面的那俩96和29是准备用的
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| 94是清理用的
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| exit group
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会让线程所在的组的所有线程，都退出
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| x86的系统调用号与剩下的不同
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| 常用文件系统支持
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| procFS, sysfs, devfs
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伪文件系统
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| 背后不是数据块，是设备或者某一种对象的数据
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| procfs，内核和进程信息的接口，挂在/proc下，能像访问文件一样访问当前进程的相关数据
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| 类似的sysfs，想取代devfs对于设备管理混乱的问题，devfs依然存在为了保持兼容性而存在
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| procfs和sysfs基于ramfs，内存文件系统来实现，访问一个基于内存的文件节点
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| 这是个临时机制，linux方式不应该是一个缓存作用的数据区，应该是个回调函数的注册
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| 比如访问procfs下面的某个文件，会调用一个函数，区取内存的当前信息或某个进程的当前信息
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| Devfs需要实现dev下的none和zero，专门组建axfs_devfs
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| 异构内核
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什么东西放到backbone
| 调度,trap
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| 容易复用
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| 地址空间管理axmm模块
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如何不同架构兼容
| 主要是task
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| 利用task ext扩展
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| 利用def_task_ext注册
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| task扩展实现原理
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| 编译器确定扩展域大小
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| 在堆上申请内存
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| 将扩展域指针指向该内存
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Generated
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2025-05-04 14:47:56 +0000
