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<ul class="summary">
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Introduction
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<a href="PA0.html">
PA0 - 世界诞生的前夜: 开发环境配置
</a>
<ul class="articles">
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<a href="0.1.html">
Installing GNU/Linux
</a>
</li>
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<a href="0.2.html">
First Exploration with GNU/Linux
</a>
</li>
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Installing Tools
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<a href="0.4.html">
Configuring vim
</a>
</li>
<li class="chapter " data-level="1.2.5" data-path="0.5.html">
<a href="0.5.html">
More Exploration
</a>
</li>
<li class="chapter " data-level="1.2.6" data-path="0.6.html">
<a href="0.6.html">
Getting Source Code for PAs
</a>
</li>
</ul>
</li>
<li class="chapter " data-level="1.3" data-path="PA1.html">
<a href="PA1.html">
PA1 - 开天辟地的篇章: 最简单的计算机
</a>
<ul class="articles">
<li class="chapter " data-level="1.3.1" data-path="1.1.html">
<a href="1.1.html">
在开始愉快的PA之旅之前
</a>
</li>
<li class="chapter " data-level="1.3.2" data-path="1.2.html">
<a href="1.2.html">
开天辟地的篇章
</a>
</li>
<li class="chapter " data-level="1.3.3" data-path="1.3.html">
<a href="1.3.html">
RTFSC
</a>
</li>
<li class="chapter " data-level="1.3.4" data-path="1.4.html">
<a href="1.4.html">
基础设施
</a>
</li>
<li class="chapter " data-level="1.3.5" data-path="1.5.html">
<a href="1.5.html">
表达式求值
</a>
</li>
<li class="chapter " data-level="1.3.6" data-path="1.6.html">
<a href="1.6.html">
监视点
</a>
</li>
<li class="chapter " data-level="1.3.7" data-path="1.7.html">
<a href="1.7.html">
如何阅读手册
</a>
</li>
</ul>
</li>
<li class="chapter " data-level="1.4" data-path="PA2.html">
<a href="PA2.html">
PA2 - 简单复杂的机器: 冯诺依曼计算机系统
</a>
<ul class="articles">
<li class="chapter " data-level="1.4.1" data-path="2.1.html">
<a href="2.1.html">
不停计算的机器
</a>
</li>
<li class="chapter " data-level="1.4.2" data-path="2.2.html">
<a href="2.2.html">
RTFSC(2)
</a>
</li>
<li class="chapter " data-level="1.4.3" data-path="2.3.html">
<a href="2.3.html">
程序, 运行时环境与AM
</a>
</li>
<li class="chapter " data-level="1.4.4" data-path="2.4.html">
<a href="2.4.html">
基础设施(2)
</a>
</li>
<li class="chapter " data-level="1.4.5" data-path="2.5.html">
<a href="2.5.html">
输入输出
</a>
</li>
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<li class="chapter " data-level="1.5" data-path="PA3.html">
<a href="PA3.html">
PA3 - 穿越时空的旅程: 批处理系统
</a>
<ul class="articles">
<li class="chapter " data-level="1.5.1" data-path="3.1.html">
<a href="3.1.html">
最简单的操作系统
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<li class="chapter " data-level="1.5.2" data-path="3.2.html">
<a href="3.2.html">
穿越时空的旅程
</a>
</li>
<li class="chapter " data-level="1.5.3" data-path="3.3.html">
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用户程序和系统调用
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文件系统
</a>
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精彩纷呈的应用程序
</a>
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PA4 - 虚实交错的魔法: 分时多任务
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多道程序
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<!-- Title -->
<h1>
<i class="fa fa-circle-o-notch fa-spin"></i>
<a href="." >多道程序</a>
</h1>
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<div class="panel panel-danger"><div class="panel-heading"><h5 class="panel-title" id="甩锅声明"><i class="fa fa-bullhorn"></i> 甩锅声明</h5></div><div class="panel-body"><p>从PA4开始, 讲义中就不再提供滴水不漏的代码指导了,
部分关键的代码细节需要你自己去思考和尝试(我们故意省略的).
我们会在讲义中将技术的原理阐述清楚,
你需要首先理解这些原理, 然后根据理解来阅读并编写相应的代码.</p><p>一句话总结, 与其抱怨讲义写得不清楚, 还不如自己多多思考.
现在都到PA4了, 为了让成绩符合正态分布, 拿高分总需要多付出点努力吧.
如果你之前都是想办法投机取巧而不去深入理解系统如何工作, 现在应该已经没戏了.</p></div></div>
<h2 id="多道程序">多道程序</h2>
<p>通过Nanos-lite的支撑, 我们已经在NEMU中成功运行了一个批处理系统, 并把仙剑奇侠传跑起来了!
这说明我们亲自构建的NEMU这个看似简单的机器, 同样能支撑真实程序的运行, 丝毫不逊色于真实的机器!
不过, 这个批处理系统目前还是只能同时运行一个程序,
只有当一个程序结束执行之后, 才会开始执行下一个程序.</p>
<p>这也正是批处理系统的一个缺陷:
如果当前程序正在等待输入输出, 那么整个系统都会因此而停顿.
在真实的计算机中, 和CPU的性能相比, 输入输出是非常缓慢的:
以磁盘为例, 磁盘进行一次读写需要花费大约5毫秒的时间,
但对于一个2GHz的CPU来说, 它需要花费10,000,000个周期来等待磁盘操作的完成.
但事实上, 与其让系统陷入无意义的等待, 还不如用这些时间来进行一些有意义的工作.
一个简单的想法就是, 在系统一开始的时候加载多个程序, 然后运行第一个;
当第一个程序需要等待输入输出的时候, 就切换到第二个程序来运行;
当第二个程序也需要等待的时候, 就继续切换到下一个程序来运行, 如此类推.</p>
<p>这就是<a href="https://en.wikipedia.org/wiki/Computer_multitasking#Multiprogramming" target="_blank">多道程序(multiprogramming)</a>系统的基本思想.
多道程序的想法听上去很简单, 但它也是一种多任务系统,
这是因为它已经包含了多任务系统的基本要素.
换句话说, 要实现一个多道程序操作系统,
我们只需要实现以下两点就可以了:</p>
<ul>
<li>在内存中可以同时存在多个进程</li>
<li>在满足某些条件的情况下, 可以让执行流在这些进程之间切换</li>
</ul>
<div class="panel panel-success"><div class="panel-heading"><h5 class="panel-title" id="术语变更"><i class="fa fa-lightbulb-o"></i> 术语变更</h5></div><div class="panel-body"><p>既然是多任务系统, 系统中就运行的程序就不止一个了.
现在我们就可以直接使用"进程"的概念了.</p></div></div>
<p>要实现第一点并不难, 我们只要让loader把不同的进程加载到不同的内存位置就可以了,
加载进程的过程本质上就是一些内存拷贝的操作, 因此并没有什么困难的地方.</p>
<div class="panel panel-info"><div class="panel-heading"><h5 class="panel-title" id="其实我在骗你"><i class="fa fa-comment-o"></i> 其实我在骗你!</h5></div><div class="panel-body"><p>对我们目前实现的计算机系统来说, "把不同的进程加载到不同的内存位置"其实是一件很麻烦的事情,
你能想明白为什么吗? 如果想不明白也没关系, 我们会在下一阶段详细讨论这个问题.</p></div></div>
<p>为了简单起见, 我们可以在操作系统中直接定义一些测试函数来作为程序,
因为程序本质上就是一些有意义的指令序列, 目前我们不必在意这些指令序列到底从何而来.
不过, 一个需要注意的地方是栈, 我们需要为每个进程分配各自的栈空间.</p>
<div class="panel panel-info"><div class="panel-heading"><h5 class="panel-title" id="为什么需要使用不同的栈空间"><i class="fa fa-question-circle"></i> 为什么需要使用不同的栈空间?</h5></div><div class="panel-body"><p>如果不同的进程共享同一个栈空间, 会发生什么呢?</p></div></div>
<p>反而需要深思熟虑的是第二点: 表面上看, "怎么让执行流在进程之间切换"并不是一件直观的事情.</p>
<h2 id="上下文切换">上下文切换</h2>
<p>在PA3中, 我们已经提到了操作系统和用户进程之间的执行流切换,
并介绍了"上下文"的概念: 上下文的本质就是进程的状态.
换句话说, 我们现在需要考虑的是, 如何在多个用户进程之间进行上下文切换.</p>
<p>为了帮助大家理解这个问题, 我们在<code>am-kernels</code>中为大家准备了一个约30行的操作系统<code>yield-os</code>,
它创建了两个执行流, 在CTE的支撑下交替输出<code>A</code>和<code>B</code>.
你可以在<code>native</code>上运行<code>yield-os</code>来查看它的行为.</p>
<h3 id="基本原理">基本原理</h3>
<p>事实上, 有了CTE, 我们就有一种很巧妙的方式来实现上下文切换了.
具体地, 假设进程A运行的过程中触发了系统调用, 通过自陷指令陷入到内核.
根据<code>__am_asm_trap()</code>的代码, A的上下文结构(<code>Context</code>)将会被保存到A的栈上.
在PA3中, 系统调用处理完毕之后, <code>__am_asm_trap()</code>会根据栈上保存的上下文结构来恢复A的上下文.
神奇的地方来了, 如果我们先不着急恢复A的上下文,
而是先将栈顶指针切换到另一个进程B的栈上, 那会发生什么呢?
由于B的栈上存放了之前B保存的上下文结构, 接下来的操作就会根据这一结构来恢复B的上下文.
从<code>__am_asm_trap()</code>返回之后, 我们已经在运行进程B了!</p>
<p><img src="images/Context-switch.png" alt="context-switch"></p>
<p>那进程A到哪里去了呢? 别担心, 它只是被暂时"挂起"了而已.
在被挂起之前, 它已经把上下文结构保存到自己的栈上了,
如果将来的某一时刻栈顶指针被切换到A的栈上,
代码将会根据栈上的上下文结构来恢复A的上下文, A将得以唤醒并执行.
所以, 上下文切换其实就是不同进程之间的栈切换!</p>
<h3 id="进程控制块">进程控制块</h3>
<p>但是, 我们要如何找到别的进程的上下文结构呢?
注意到上下文结构是保存在栈上的, 但栈空间那么大,
受到函数调用形成的栈帧的影响, 每次保存上下文结构的位置并不是固定的.
自然地, 我们需要一个<code>cp</code>指针(context pointer)来记录上下文结构的位置,
当想要找到其它进程的上下文结构的时候, 只要寻找这个进程相关的<code>cp</code>指针即可.</p>
<p>事实上, 有不少信息都是进程相关的,
除了刚才提到的上下文指针<code>cp</code>之外, 上文提到的栈空间也是如此.
为了方便对这些进程相关的信息进行管理,
操作系统使用一种叫进程控制块(PCB, process control block)的数据结构, 为每一个进程维护一个PCB.
<code>yield-os</code>的代码中已经定义了我们所需要使用的PCB结构:</p>
<pre><code class="lang-c"><span class="hljs-keyword">typedef</span> <span class="hljs-keyword">union</span> {
<span class="hljs-keyword">uint8_t</span> <span class="hljs-built_in">stack</span>[STACK_SIZE];
<span class="hljs-keyword">struct</span> {
Context *cp;
};
} PCB;
</code></pre>
<p>代码使用一个联合体来把其它信息放置在进程堆栈的底部.
代码为每一个进程分配了一个32KB的堆栈, 已经足够使用了, 不会出现栈溢出导致UB.
在进行上下文切换的时候, 只需要把PCB中的<code>cp</code>指针返回给CTE的<code>__am_irq_handle()</code>函数即可,
剩余部分的代码会根据上下文结构恢复上下文.
我们只要稍稍借助数学归纳法, 就可以让我们相信这个过程对于正在运行的进程来说总是正确的.</p>
<p>那么, 对于刚刚加载完的进程, 我们要怎么切换到它来让它运行起来呢?</p>
<h3 id="内核线程">内核线程</h3>
<h4 id="创建内核线程上下文">创建内核线程上下文</h4>
<p>答案很简单, 我们只需要在进程的栈上人工创建一个上下文结构,
使得将来切换的时候可以根据这个结构来正确地恢复上下文即可.</p>
<p>上文提到, 我们先把操作系统中直接定义的一些测试函数作为程序.
<code>yield-os</code>提供了一个测试函数<code>f()</code>,
我们接下来的任务就是为它创建一个上下文, 然后切换到它来执行.
这样的执行流有一个专门的名称, 叫"内核线程"(kernel thread).</p>
<div class="panel panel-info"><div class="panel-heading"><h5 class="panel-title" id="为什么不叫内核进程"><i class="fa fa-comment-o"></i> 为什么不叫"内核进程"?</h5></div><div class="panel-body"><p>这个问题其实等价于"进程和线程有什么区别", 是个不错的问题.
而且这还属于考研八股的内容呢, 于是你肯定可以通过STFW找到很多五花八门的答案,
比如"线程更加轻量级", "线程没有独立的资源"等等.</p><p>如果要进一步解释"什么是轻量级", "独立的资源是什么意思", 在PA中可能比较困难.
不过在PA中也不必深究这个问题, 目前你只需要把它们都看成执行流就可以了,
更重要的是, 这两者你都将会实现, 在代码中亲自去感受它们的区别不是一个更好的选择吗?
另外, 带着这个问题去修读下学期的操作系统课也不错.</p></div></div>
<p>创建内核线程的上下文是通过CTE提供的<code>kcontext()</code>函数
(在<code>abstract-machine/am/src/$ISA/nemu/cte.c</code>中定义)来实现的,
其中的"k"代表内核. <code>kcontext()</code>的原型是</p>
<pre><code class="lang-c">Context* kcontext(Area kstack, void (*entry)(void *), void *arg);
</code></pre>
<p>其中<code>kstack</code>是栈的范围, <code>entry</code>是内核线程的入口, <code>arg</code>则是内核线程的参数.
此外, <code>kcontext()</code>要求内核线程不能从<code>entry</code>返回, 否则其行为是未定义的.
你需要在<code>kstack</code>的底部创建一个以<code>entry</code>为入口的上下文结构(目前你可以先忽略<code>arg</code>参数),
然后返回这一结构的指针.</p>
<p><code>yield-os</code>会调用<code>kcontext()</code>来创建上下文, 并把返回的指针记录到PCB的<code>cp</code>中:</p>
<pre><code>| |
+---------------+ <---- kstack.end
| |
| context |
| |
+---------------+ <--+
| | |
| | |
| | |
| | |
+---------------+ |
| cp | ---+
+---------------+ <---- kstack.start
| |
</code></pre><h4 id="线程进程调度">线程/进程调度</h4>
<p>上下文的创建和切换是CTE的工作, 而具体切换到哪个上下文,
则是由操作系统来决定的, 这项任务叫做进程调度.
进程调度是由<code>schedule()</code>函数来完成的, 它用于返回将要调度的进程上下文.
因此, 我们需要一种方式来记录当前正在运行哪一个进程,
这样我们才能在<code>schedule()</code>中返回另一个进程的上下文, 以实现多任务的效果.
这一工作是通过<code>current</code>指针来实现的, 它用于指向当前运行进程的PCB.
这样, 我们就可以在<code>schedule()</code>中通过<code>current</code>来决定接下来要调度哪一个进程了.
不过在调度之前, 我们还需要把当前进程的上下文指针保存在PCB当中:</p>
<pre><code class="lang-c"><span class="hljs-comment">// save the context pointer</span>
current->cp = prev;
<span class="hljs-comment">// switch between pcb[0] and pcb[1]</span>
current = (current == &pcb[<span class="hljs-number">0</span>] ? &pcb[<span class="hljs-number">1</span>] : &pcb[<span class="hljs-number">0</span>]);
<span class="hljs-comment">// then return the new context</span>
<span class="hljs-keyword">return</span> current->cp;
</code></pre>
<p>目前我们让<code>schedule()</code>总是切换到另一个进程.
注意所选进程的上下文是通过<code>kcontext()</code>创建的,
在<code>schedule()</code>中才决定要切换到它, 然后在CTE的<code>__am_asm_trap()</code>中才真正地恢复这一上下文.</p>
<div class="panel panel-info"><div class="panel-heading"><h5 class="panel-title" id="机制和策略解耦"><i class="fa fa-comment-o"></i> 机制和策略解耦</h5></div><div class="panel-body"><p>这其实体现了系统设计中的一种重要原则: 机制和策略解耦.
机制解决的是"能不能做"的问题, 而策略解决的则是"怎么做好"的问题.
显然, 策略需要机制的支撑, 机制需要策略来发挥最大的效果.</p><p>解耦的好处就很明显了: 代码重用率高, 而且容易理解.
在Project-N中, 这一解耦几乎做到了极致: 机制和策略被分离到两个子项目中.
比如, "上下文切换"这一机制是在AM的CTE中实现的, 它让系统可以做到"执行流的切换"这件事;
而具体要切换到哪一个执行流, 则是在操作系统中实现的.</p><p>AM的另外一个好处是将底层硬件的行为抽象成系统级机制,
AM上的应用(包括OS)只需要调用这些系统级机制, 并实现相应的策略即可.
当然目前<code>schedule()</code>中的策略非常简单, 下学期的操作系统实验,
甚至是现实中更复杂的进程调度策略, 都可以在AM提供的同一个机制之上实现.</p></div></div>
<!-- -->
<div class="panel panel-warning"><div class="panel-heading"><h5 class="panel-title" id="实现上下文切换"><i class="fa fa-edit"></i> 实现上下文切换</h5></div><div class="panel-body"><p>根据讲义的上述内容, 实现以下功能:</p><ul>
<li>CTE的<code>kcontext()</code>函数</li>
<li>修改CTE中<code>__am_asm_trap()</code>的实现, 使得从<code>__am_irq_handle()</code>返回后,
先将栈顶指针切换到新进程的上下文结构, 然后才恢复上下文, 从而完成上下文切换的本质操作</li>
</ul><p>正确实现后, 你将看到<code>yield-os</code>不断输出<code>?</code>, 这是因为我们还没有为<code>kcontext()</code>实现参数功能,
不过这些输出的<code>?</code>至少说明了CTE目前可以正确地从<code>yield-os</code>的<code>main()</code>函数切换到其中一个内核线程.</p></div></div>
<!-- -->
<div class="panel panel-success"><div class="panel-heading"><h5 class="panel-title" id="关于kcontext的提示"><i class="fa fa-lightbulb-o"></i> 关于kcontext()的提示</h5></div><div class="panel-body"><p>我们希望代码将来从<code>__am_asm_trap()</code>返回之后, 就会开始执行<code>f()</code>.
换句话说, 我们需要在<code>kcontext()</code>中构造一个上下文, 它指示了一个状态,
从这个状态开始, 可以正确地开始执行<code>f()</code>.
所以你需要思考的是, 为了可以正确地开始执行<code>f()</code>,
这个状态究竟需要满足什么样的条件?</p><p>至于"先将栈顶指针切换到新进程的上下文结构", 很自然的问题就是,
新进程的上下文结构在哪里? 怎么找到它? 又应该怎么样把栈顶指针切换过去?
如果你发现代码跑飞了, 不要忘记, 程序是个状态机.</p></div></div>
<!-- -->
<div class="panel panel-success"><div class="panel-heading"><h5 class="panel-title" id="配合difftest"><i class="fa fa-lightbulb-o"></i> 配合DiffTest</h5></div><div class="panel-body"><p>为了保证DiffTest的正确运行, 根据你选择的ISA, 你还需要进行一些额外的设置:</p><ul>
<li>x86: 把上下文结构中的<code>cs</code>设置为<code>8</code>.</li>
<li>riscv32: 把上下文结构中的<code>mstatus</code>设置为<code>0x1800</code>.</li>
<li>riscv64, 把上下文结构中的<code>mstatus</code>设置为<code>0xa00001800</code>.</li>
</ul></div></div>
<h4 id="内核线程的参数">内核线程的参数</h4>
<p>为了让<code>yield-os</code>的内核线程可以正确输出字符, 我们需要通过<code>kcontext()</code>给<code>f()</code>传参.
于是我们需要继续思考, <code>f()</code>将会如何读出它的参数?
噢, 这不就是调用约定的内容吗? 你已经非常熟悉了.
我们只需要让<code>kcontext()</code>按照调用约定将<code>arg</code>放置在正确的位置,
将来<code>f()</code>执行的时候就可以获取正确的参数了.</p>
<div class="panel panel-info"><div class="panel-heading"><h5 class="panel-title" id="mips32和riscv32的调用约定"><i class="fa fa-question-circle"></i> mips32和riscv32的调用约定</h5></div><div class="panel-body"><p>我们没有给出mips32和riscv32的调用约定, 你需要查阅相应的ABI手册.
当然, 你也可以自己动手实践来总结传参的规则.</p></div></div>
<!-- -->
<div class="panel panel-warning"><div class="panel-heading"><h5 class="panel-title" id="实现上下文切换2"><i class="fa fa-edit"></i> 实现上下文切换(2)</h5></div><div class="panel-body"><p>根据讲义的上述内容, 修改CTE的<code>kcontext()</code>函数, 使其支持参数<code>arg</code>的传递.</p><p>因为<code>f()</code>中每次输出完信息都会调用<code>yield()</code>, 因此只要我们正确实现内核线程的参数传递,
就可以观察到<code>yield-os</code>在两个内核线程之间来回切换的现象.</p></div></div>
<p>在真实的操作系统中, 内核中的很多后台任务, 守护服务和驱动程序都是以内核线程的形式存在的.
如果你执行<code>ps aux</code>, 你就会看到系统中有很多COMMAND中带有中括号的内核线程(例如<code>[kthreadd]</code>).
而创建和执行它们的原理, 也是和上面的实验内容非常相似(当然具体实现肯定会有所不同).</p>
<div class="panel panel-info"><div class="panel-heading"><h5 class="panel-title" id="保持kcontext的特性"><i class="fa fa-edit"></i> 保持kcontext()的特性</h5></div><div class="panel-body"><p>AM在定义<code>kcontext()</code>的行为时, 还要求<code>kcontext()</code>只能在栈上放置一个上下文结构,
而不能放置更多的内容. 这样的要求有两点好处:</p><ul>
<li><code>kcontext()</code>对栈的写入只有一个上下文结构的内容, 而不会产生其它的副作用</li>
<li>OS可以预测调用<code>kcontext()</code>之后的返回值, 并且利用这一确定的特性进行一些检查或者简化某些实现</li>
</ul><p>我们知道x86是通过栈来传递参数的, 如果<code>kcontext()</code>需要支持<code>arg</code>的传递,
它就需要往栈上放置更多的内容, 这样就违反了上述确定性了.
但在PA中, 这并不会导致致命的问题, 因此我们并不要求你的<code>kcontext()</code>实现严格遵守这一确定性.
但你还是可以思考如何在遵守确定性的情况下实现参数的传递.</p><p>一个解决方案是通过引入一个辅助函数来将真正的参数传递从<code>kcontext()</code>推迟到内核线程的运行时刻.
具体地, 我们可以在<code>kcontext()</code>中先把内核线程的入口设置为辅助函数,
并把参数设置到某个可用的寄存器中. 这样以后, 内核线程就会从辅助函数开始执行,
此时让辅助函数来把之前设置的参数从寄存器中放置到栈上, 再调用真正的线程入口函数(<code>f()</code>).
这一方案和Linux中加载用户程序还是有一些相似之处的:
用户程序在运行的时候也并不是直接把<code>main()</code>函数作为入口,
而是先从CRT定义的<code>_start()</code>开始运行, 进行包括设置参数在内的一系列初始化操作,
最后才调用<code>main()</code>函数.</p><p>如果你选择的ISA是x86, 你可以尝试在CTE中实现上述辅助函数.
考虑到要直接操作寄存器和栈, 这个辅助函数还是通过汇编代码来编写比较合适.
不过由于这个辅助函数的功能比较简单, 你只需要编写几条指令就可以实现它了.</p></div></div>
<h2 id="os中的上下文切换">OS中的上下文切换</h2>
<p><code>yield-os</code>是一个很小的OS, 除了上下文切换之外, 不具备其他功能,
但它可以帮助我们专注于理解上下文切换的核心细节.
理解这些细节后, 我们也可以很快将这些原理迁移到更大的OS中.</p>
<h3 id="rt-thread选做">RT-Thread(选做)</h3>
<p>RT-Thread是一个流行的商业级嵌入式实时OS, 具备完善的OS功能模块,
可以适配各种不同的开发板, 并支撑各种应用程序的运行.</p>
<p>RT-Thread中有两个抽象层, 一个是BSP(Board Support Package), 另一个是libcpu.
BSP为各种型号的板卡定义了一套公共的API, 并基于这套API实现RT-Thread内核;
而对于一款板卡, 只需要实现相应的API, 就可以将RT-Thread内核运行在这款板卡上.
libcpu则是为各种CPU架构定义了一套公共的API, RT-Thread内核也会调用其中的某些API.
这一思想和AM非常类似. 当然, BSP也不仅仅是针对真实的板卡, 也可以对应QEMU等模拟器,
毕竟RT-Thread内核无需关心底层是否是一个真实的板卡.</p>
<p>我们把RT-Thread移植到AM上, 编译运行这个RT-Thread的步骤如下:</p>
<ol>
<li>以通过以下命令获取移植之后的RT-Thread:<pre><code class="lang-bash"><span class="hljs-built_in">cd</span> ~/Templates <span class="hljs-comment"># 在另一个目录下克隆代码, 因为RT-Thread的代码无需打包提交</span>
git <span class="hljs-built_in">clone</span> [email protected]:NJU-ProjectN/rt-thread-am.git
</code></pre>
</li>
<li>为了编译代码, 你还需要安装项目构建工具<code>scons</code>:<pre><code class="lang-bash">apt-get install scons
</code></pre>
</li>
<li>在<code>rt-thread-am/bsp/abstract-machine/</code>目录下执行<code>make init</code>, 进行一些编译前的准备工作,
此命令只需执行一次即可, 后续编译运行前无需再次执行</li>
<li><p>在相同目录下通过<code>make ARCH=native</code>等方式编译或运行RT-Thread, 默认的运行输出如下:</p>
<pre><code>am-apps.data.size = 0, am-apps.bss.size = 0
heap: [0x01000000 - 0x09000000]
\ | /
- RT - Thread Operating System
/ | \ 5.0.1 build Oct 2 2023 20:51:10
2006 - 2022 Copyright by RT-Thread team
Assertion fail at rt-thread-am/bsp/abstract-machine/src/context.c:29
</code></pre><p>运行后触发了assertion, 这是因为代码中有部分功能需要大家实现.</p>
</li>
</ol>
<p>我们去掉了原项目中所有BSP和libcpu, 然后添加了一个特殊的BSP,
并用AM的API来实现BSP的API, 具体见<code>rt-thread-am/bsp/abstract-machine/</code>目录下的代码.
用到的AM API如下:</p>
<ul>