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Part B Copy-on-Write Fork
Unix 提供 fork() 系统调用作为主要的进程创建基元。fork()系统调用复制调用进程（父进程）的地址空间，创建一个新进程（子进程）。
不过，在调用 fork() 之后，子进程往往会立即调用 exec()，用新程序替换子进程的内存。例如，shell 通常就是这么做的。在这种情况下，拷贝父进程地址空间所花费的时间基本上是白费的，因为子进程在调用 exec() 之前几乎不会使用它的内存。
因此，后来的 Unix 版本利用虚拟内存硬件，允许父进程和子进程共享映射到各自地址空间的内存，直到其中一个进程实际修改了内存。这种技术被称为 "写时拷贝"（copy-on-write）。 为此，内核会在 fork() 时将父进程的地址空间映射复制到子进程，而不是映射页的内容，同时将现在共享的页标记为只读。 当两个进程中的一个试图写入其中一个共享页面时，该进程就会发生页面错误。此时，Unix 内核会意识到该页面实际上是一个 "虚拟 "或 "写时拷贝 "副本，因此会为发生故障的进程创建一个新的、私有的、可写的页面副本。 这样，单个页面的内容在实际写入之前不会被复制。这种优化使得在子进程中执行 fork() 之后执行 exec() 的成本大大降低：在调用 exec() 之前，子进程可能只需要复制一个页面（堆栈的当前页面）。
我们接下来的目标就是实现写时复制的fork
用户级页面故障处理 User-level page fault handling
为了实现用户级的写时复制 fork()，exercise7做的syscall外，我们还需要实现一些基础设施，即用户级页面故障处理。
注意啊，是用户级的页面故障处理，在 lab3 中，缺页故障的处理函数使用的是自带的简易实现，它是由 trap() 调用的，这个过程显然是在内核态完成的。手册中描述如下：
内核需要跟踪的信息太多了。与传统的 Unix 方法不同，你将在用户空间中决定如何处理每个页面故障，因为在用户空间中，错误的破坏性较小。 这种设计的另一个好处是，允许程序非常灵活地定义其内存区域；稍后在映射和访问基于磁盘的文件系统上的文件时，我们将使用用户级页面故障处理方法。
做到这里一定有一堆疑问，所以可以看一下 part B后面的小标题，实际上 JOS 实现用户级页面故障的思路是：
- 增加一个系统调用，
sys_env_set_pgfault_upcall,允许用户进程指定自己的页面故障程序 - 在 lab3 的
page_fault_handler的基础上修改，检查异常来源是否是用户态，如是，则调用上一步部指定的页面故障程序
设置页面故障处理程序
为了处理自己的页面故障，用户环境需要向 JOS 内核注册一个页面故障处理程序入口点。用户环境通过新的 sys_env_set_pgfault_upcall 系统调用来注册其页面故障入口点。我们在 Env 结构中添加了一个新成员 env_pgfault_upcall，以记录这一信息。
练习8
练习 8. 执行
sys_env_set_pgfault_upcall系统调用。由于这是一个 "危险 "的系统调用，因此在查找目标环境的环境 ID 时一定要启用权限检查。
实现 sys_env_set_upcall 系统调用。
// 通过修改相应结构体 Env 的 “env_pgfault_upcall ”字段， // 为 “envid ”设置页面故障上调。 // 当 “envid ”导致页面故障时， // 内核会将故障记录推送到异常堆栈，然后分支到 “func”。 // // 成功时返回 0，错误时返回 <0。 错误包括 // -E_BAD_ENV 如果环境 envid 当前不存在，或者调用者没有权限更改 envid。 static int sys_env_set_pgfault_upcall(envid_t envid, void *func) { // LAB 4: Your code here. // panic("sys_env_set_pgfault_upcall not implemented"); struct Env * e; if(envid2env(envid, &e, 1)<0) // 检查envid是否有误 return -E_BAD_ENV ; e->env_pgfault_upcall = func; // 设置该环境page fault的handler return 0; } 记得将这个系统调用假如 kern/syscal.c : syscall 的分发里：
调用用户页面故障处理程序
现在我们终于要完善页面故障处理程序 —— page_fault_handler 了。
我们知道目前的 page_fault_handler 仅仅是一个简单实现，但他确是所有页面故障处理的入口。如果我们希望实现用户级页面故障处理，那么应该在这个地方调用上一步设置的处理程序。
但是， page_fault_handler 还不只是这么简单。想一想，如果是 page_fault_handler 自然是内核态的，但是用户自己的处理程序肯定是用户态的，然而我们目前中断使用的栈却是内核栈，用户的处理程序肯定访问不到。怎么办呢？
JOS的方法是，为每个用户进程在各自的地址空间中划分用户异常栈，这个栈不可能由CPU来自动push值了，因此由我们的 page_fault_handler 来传值。传值的形式和 struct trapframe 类似，用户异常栈使用 struct UTrapframe，从栈顶 UXSTACKTOP 开始，形如：
<-- UXSTACKTOP trap-time esp trap-time eflags trap-time eip trap-time eax start of struct PushRegs trap-time ecx trap-time edx trap-time ebx trap-time esp trap-time ebp trap-time esi trap-time edi end of struct PushRegs tf_err (error code) fault_va <-- %esp when handler is run 不过存在这种情况：进行用户级页面处理的过程中，又发生了页面故障，这个时候应该在目前的用户异常栈的基础上，先push一个空32字，再继续push数据。 那如何判断某次处理究竟是不是递归的情况呢？
答案是：测试 tf->tf_esp 是否已经位于用户异常栈之中。
最后，再调用用户的处理程序。
所以说，我们要做的事情：
- 判断curenv->env_pgfault_upcall 是否设置
- 修改esp，将其切换到异常栈
- 对于首次缺页，是直接切换
- 对于递归缺页，是在当前tf->tf_esp的下方。
- 再异常栈上压入一个UTrapframe
- 将eip设置为env_pgfault_upcall
page_fault_handler
void page_fault_handler(struct Trapframe *tf) { uint32_t fault_va; // Read processor's CR2 register to find the faulting address fault_va = rcr2(); //获取发生页错误的地址 // Handle kernel-mode page faults. // LAB 3: Your code here. if ((tf->tf_cs & 3) == 0) panic("page_fault_handler():page fault in kernel mode!n"); // 我们已经处理过内核模式异常，所以如果我们到达这里，页面故障就发生在用户模式下。 // 调用环境的页面故障上调（如果有的话）。 // 在用户异常堆栈（低于 UXSTACKTOP）上建立一个页面故障堆栈框架， // 然后分支到 curenv->env_pgfault_upcall。 // // 页面故障向上调用可能会导致另一个页面故障， // 在这种情况下，我们会递归分支到页面故障向上调用， // 在用户异常堆栈顶部推送另一个页面故障堆栈框架。 // // 从页面故障返回的代码（lib/pfentry.S）在陷阱时间栈的顶部有一个字的抓取空间， // 这对我们来说很方便，可以更容易地恢复 eip/esp。 // 在非递归情况下，我们不必担心这个问题，因为常规用户栈的顶部是空闲的。 // 在递归情况下，这意味着我们必须在当前的异常栈顶和新的栈帧之间多留一个字， // 因为异常栈 _ 就是陷阱时间栈。 // // 如果没有向上调用页面故障，环境没有为其异常堆栈分配页面或无法写入页面， // 或者异常堆栈溢出，则销毁导致故障的环境。 // 请注意，本级脚本假定您将首先检查页面故障上调， // 如果没有，则打印下面的 “用户故障 va ”信息。 // 其余三个检查可以合并为一个测试。 // // 提示： // user_mem_assert() 和 env_run() 在这里很有用。 // 要改变用户环境的运行方式，请修改'curenv->env_tf' // （'tf'变量的值为 0）。 // tf'变量指向'curenv->env_tf'）。 // LAB 4: Your code here. //检查是否有处理页错误的handler if(curenv->env_pgfault_upcall) { uintptr_t stacktop = UXSTACKTOP; //检查是否在递归调用handler if(tf->tf_esp > UXSTACKTOP-PGSIZE && tf->tf_esp < UXSTACKTOP) stacktop = tf->tf_esp; //预留32位字的scratch space uint32_t size = sizeof(struct UTrapframe) + sizeof(uint32_t); //检查是否有权限读写exception stack user_mem_assert(curenv, (void *)(stacktop-size), size, PTE_U|PTE_W); //填充UTrapframe struct UTrapframe *utf = (struct UTrapframe *)(stacktop-size); utf->utf_fault_va = fault_va; utf->utf_err = tf->tf_err; utf->utf_regs = tf->tf_regs; utf->utf_eip = tf->tf_eip; utf->utf_eflags = tf->tf_eflags; utf->utf_esp = tf->tf_esp; //设置eip和esp，运行handler curenv->env_tf.tf_eip = (uintptr_t)curenv->env_pgfault_upcall; curenv->env_tf.tf_esp = (uintptr_t)utf; env_run(curenv); } // Destroy the environment that caused the fault. cprintf("[%08x] user fault va %08x ip %08xn", curenv->env_id, fault_va, tf->tf_eip); print_trapframe(tf); env_destroy(curenv); } 用户模式页面故障入口点
用户级页面故障管理还有一个问题，那就是谁负责初始化、维护用户异常栈。我们知道，内核会帮用户将trap-time时的状态保存到用户异常栈上。
但实际上，这个用户异常栈，从始至终都没有被初始化过。
对于内核而言，每个用户都有一个默认的页面故障处理程序，那就是打印错误地址。然后退出。
用户页面故障是个自选的功能，JOS让需要自定义处理的进程，自己初始化、维护用户异常栈。内核至负责必要的传值工作，即 page_fault_handler。而page_fault_handler 最后直接使用 env_run 将控制权归还用户了，这意味着，用户需要自己销毁内核传到用户异常栈上的数据。并且自己恢复到 trap-time 状态。
实际上，这一步还挺不容易的，这里存在的困难在于，我们要让所有寄存器保持trap-time state，并跳转回去。
- 我们不能调用 "jmp xxx"，因为这要求我们将地址加载到某个寄存器中，而这会使得该寄存器无法保持trap-time state
- 我们也不能从异常堆栈调用 "ret"，因为如果这样做，%esp 就不是trap-time 的值。
因此，手册给出的答题思路是：
- 从用户异常栈上读取 trap-time 的 sp
- 将 trap-time 的 eip 推送到 trap-time 的stack （即保存到 trap-time 的 sp 所指位置）
- 从 用户异常栈上的utrapframe，恢复寄存器状态（跳过 eip）
- 恢复 esp （切换回 trap-time 的sp），由于第二步的操作，此时esp所指位置是 trap-time的eip
- ret，将 esp 所指的值弹给 PC。
接下来练习10 完成恢复 trap-time state，在练习11 完成用户异常栈的初始化
Exercise 10
练习 10. 实现
lib/pfentry.S中的_pgfault_upcall例程。有趣的部分是返回到用户代码中引起页面故障的原始点。你将直接返回到那里，而无需返回内核。困难的部分是同时切换堆栈和重新加载 EIP。
_pgfault_upcall
// 每当我们在用户空间引发页面故障时， // 我们都会要求内核将我们重定向到这里 //（参见 pgfault.c 中对 sys_set_pgfault_handler 的调用）。 // // 当页面故障实际发生时，如果我们尚未进入用户异常堆栈， // 内核会将我们的 ESP 切换到用户异常堆栈， // 然后将一个 UTrapframe 推入用户异常堆栈： // // 陷阱时 esp // 陷阱时 eflags // 陷阱时 eip // utf_regs.reg_eax // ... // utf_regs.reg_esi // utf_regs.reg_edi // utf_err（错误代码） // utf_fault_va <-- %esp // // 如果这是一个递归故障， // 内核将在陷阱时 esp 的上方为我们保留一个空白字， // 以便在我们解除递归调用时进行从头处理。 // // 然后，我们在 C 代码中调用相应的页面故障处理程序， // 该处理程序由全局变量“_pgfault_handler ”指向。 .text .globl _pgfault_upcall _pgfault_upcall: // Call the C page fault handler. pushl %esp // function argument: pointer to UTF movl _pgfault_handler, %eax call *%eax addl $4, %esp // pop function argument // Now the C page fault handler has returned and you must return // to the trap time state. // Push trap-time %eip onto the trap-time stack. // // Explanation: // We must prepare the trap-time stack for our eventual return to // re-execute the instruction that faulted. // Unfortunately, we can't return directly from the exception stack: // We can't call 'jmp', since that requires that we load the address // into a register, and all registers must have their trap-time // values after the return. // We can't call 'ret' from the exception stack either, since if we // did, %esp would have the wrong value. // So instead, we push the trap-time %eip onto the *trap-time* stack! // Below we'll switch to that stack and call 'ret', which will // restore %eip to its pre-fault value. // // In the case of a recursive fault on the exception stack, // note that the word we're pushing now will fit in the // blank word that the kernel reserved for us. // // Throughout the remaining code, think carefully about what // registers are available for intermediate calculations. You // may find that you have to rearrange your code in non-obvious // ways as registers become unavailable as scratch space. // // LAB 4: Your code here. addl $8, %esp // 清除 fault_va 和 error code movl 32(%esp), %eax // 取 trap-time-eip 到 eax movl 40(%esp), %edx // 取 trap-time-esp 到 edx subl $4, %edx // 在 trap-time的栈上开辟4字节用于存储 trap-time-eip movl %eax, (%edx) // 将 trap-time-eip 保存到 trap-time-esp movl %edx, 40(%esp) // 将修改后的trap-time esp保存回栈上 // Restore the trap-time registers. After you do this, you // can no longer modify any general-purpose registers. // LAB 4: Your code here. popal // 恢复寄存器 // Restore eflags from the stack. After you do this, you can // no longer use arithmetic operations or anything else that // modifies eflags. // LAB 4: Your code here. addl $4, %esp // 跳过 eip popfl // 恢复 eflags // Switch back to the adjusted trap-time stack. // LAB 4: Your code here. popl %esp // 切换会 trap-time栈 // Return to re-execute the instruction that faulted. // LAB 4: Your code here. ret // 回到 trap-time的指令 Exercise 11
练习 11. 完成 lib/pf 中的 set_pgfault_handler()。
void set_pgfault_handler(void (*handler)(struct UTrapframe *utf)) { int r; if (_pgfault_handler == 0) { // First time through! // LAB 4: Your code here. // panic("set_pgfault_handler not implemented"); // 为当前环境分配异常栈 if(sys_page_alloc(0, (void *)(UXSTACKTOP - PGSIZE), PTE_U|PTE_W | PTE_P)<0) panic("set_pgfault_handler failed."); sys_env_set_pgfault_upcall(0, _pgfault_upcall); } // Save handler pointer for assembly to call. _pgfault_handler = handler; } 小总结：页面故障的流程
页面错误时的控制流：
- 用户进程首先调用 set_pgfault_handler，设置自定义的页面故障处理过程。（绿色、黄色箭头）
- 用户进程正常执行，直至触发页面故障（红色箭头）
- 内核处理中断，将控制权归还给用户自定义页面故障处理（蓝色箭头)
有一点就是，set_pgfault_handler 这个函数，只会将 _pgfault_upcall 这个过程注册到 env 结构体中。
用户自定义的页面故障处理被保存在 _pgfault_handler，由 _pgfault_upcall调用。
也就是说_pgfault_upcall 相当于是个页面故障处理模版，帮助用户进程处理用户异常栈的恢复过程。
发生页错误后，_page_upcall 负责调用 _pgfault_handler，并恢复上下文
测试
debug的时候发现，lib/pgfault.c:set_pgfault_handler 怎么装不上handler。
导致过不了很多测试。来回查了半天，发现 sys_env_set_pgfault_upcall 在做exercise 8的时候忘了给注册到 syscall 里去了。
user/faultread
这个程序没有注册handler，那就会在 page_fault_handler 检查handler合规时失败，打印trapframe后销毁环境。
user/faultdie
这个用户程序的handler打印了引发页错误的地址和错误号。
user/faultalloc
#include <inc/lib.h> void handler(struct UTrapframe *utf) { int r; void *addr = (void*)utf->utf_fault_va; cprintf("fault %xn", addr); if ((r = sys_page_alloc(0, ROUNDDOWN(addr, PGSIZE), PTE_P|PTE_U|PTE_W)) < 0) panic("allocating at %x in page fault handler: %e", addr, r); snprintf((char*) addr, 100, "this string was faulted in at %x", addr); } void umain(int argc, char **argv) { set_pgfault_handler(handler); cprintf("%sn", (char*)0xDeadBeef); cprintf("%sn", (char*)0xCafeBffe); } faultalloc 尝试访问两个地址，然后handler中通过 sys_page_alloc 申请这两个地址再访问。
deadbeef这个地址在发生页错误后，通过 handler 申请内存页后成功访问了。
但是 cafebffe 在发生一次页错误后，似乎又发生了一次页错误，因为 cafebffe 在页中正好处于 倒数第二个字节(0xffe)，handler又将一长串字符保存到了cafebffe，所以引发了第二次页错误。
第二次handler在申请玩cafec000的内存页后，将一长串字符串保存到了cafec000，然后控制流回到第一次handler处理错误，继续将字符保存到cafebffe的位置，然后将控制流返回到umain的最后一句话，将第一次handler的字符串打出来。
handler第二次保存的字符串应该是被第一次保存的字符串覆盖，没覆盖的地方被尾巴' '切断了。
user/faultallocbad
// test user-level fault handler -- alloc pages to fix faults // doesn't work because we sys_cputs instead of cprintf (exercise: why?) #include <inc/lib.h> void handler(struct UTrapframe *utf) { int r; void *addr = (void*)utf->utf_fault_va; cprintf("fault %xn", addr); if ((r = sys_page_alloc(0, ROUNDDOWN(addr, PGSIZE), PTE_P|PTE_U|PTE_W)) < 0) panic("allocating at %x in page fault handler: %e", addr, r); snprintf((char*) addr, 100, "this string was faulted in at %x", addr); } void umain(int argc, char **argv) { set_pgfault_handler(handler); sys_cputs((char*)0xDEADBEEF, 4); } 结果是没有出发 handler ，反而是 user_mem_assert 输出了。
faultallocbad 和 faultalloc 的 handler 是一样的，区别在于使用 sys_cputs 打印。sys_cputs 第一件工作就是用 user_mem_assert 确认 0xDEADBEEF 是否使用，还没有机会触发页错误。
by the way ：user_mem_assert的检查方式是查页表，看PTE是否合规。这个过程是不会发生页错误的。
实现写时复制的fork
现在，我们终于完全拥有了完全在用户空间实现写时复制 fork() 的内核设施。
在 lib/fork.c 中 fork() 已经提供了一个骨架。与 dumbfork() 一样，fork() 也会创建一个新环境，然后扫描父环境的整个地址空间，并在子环境中设置相应的页面映射。
不同之处在于，dumbfork() 将每个页面逐个字节的复制。而 fork() 最初只会复制页面映射。
只有当其中一个环境试图写入页面时，fork() 才会复制每个页面。
fork的基本框架如下：
- fork函数：负责复制自身，并调用duppage复制页映射，设置页面故障handler
- duppage：负责复制页映射的具体工作
- pgfault：页故障handler，当发生对写时复制页进行写操作时，将页面进行实际复制。
fork的具体流程：
- 父级程序会使用上面实现的 set_pgfault_handler() 函数安装 pgfault() 作为用户级页面故障处理程序。
- 父环境调用 sys_exofork()，创建子环境。
- 父环境将[0~UTOP]的地址空间中所有“可写PTE_W”、“写时复制PTE_COW”页面的映射，通过 duppage 复制到子环境中，然后将写时复制页面重新映射到自己的地址空间（为何？不太清楚）。
- 对于 [UXSTACKTOP-PGSIZE, UXSTACKTOP] 的部分则是申请新的页面。
- 对于只读页面直接保持原权限复制即可。
发生页错误时，就会触发 pgfault() 然后将PTE_COW的页面用新页替换。
练习12 完成fork, duppage, pgfault
练习 12. 在 `lib/fork.c` 中实现 `fork`、`duppage` 和 `pgfault`。 用 `forktree` 程序测试你的代码。它应该会产生以下信息，其中夹杂着 "new env"、"free env "和 "exiting gracefully "信息。这些信息可能不会按此顺序出现，环境 ID 也可能不同。 1000: I am '' 1001: I am '0' 2000: I am '00' 2001: I am '000' 1002: I am '1' 3000: I am '11' 3001: I am '10' 4000: I am '100' 1003: I am '01' 5000: I am '010' 4001: I am '011' 2002: I am '110' 1004: I am '001' 1005: I am '111' 1006: I am '101' fork
注意理解 uvpt 和 uvpd
uvpt 就是 UVPT，是虚拟地址，范围是PTSIZE，4mb，使用PGNUM宏搜索，取出pte的虚拟地址。
uvpd 是 pgdir 所在的虚拟地址，范围是一个内存页，4kb，使用PDE宏搜索，取出pde的虚拟地址。。
然后就是关于 PFTEMP，前文中有测试过用户的dupapge，我们需要这个区域实现进程间的页面复制。
// implement fork from user space #include <inc/string.h> #include <inc/lib.h> // PTE_COW 标记写时复制页表项。 // 它是明确分配给用户进程的位之一（PTE_AVAIL）。 #define PTE_COW 0x800 // // 自定义页面故障处理程序 - 如果故障页面是写时复制、 // 映射到我们自己的私有可写副本中。 // static void pgfault(struct UTrapframe *utf) { void *addr = (void *) utf->utf_fault_va; uint32_t err = utf->utf_err; int r; // 检查故障访问是否 (1) 可写；(2) 是写时复制页。 如果不是，则 panic。 // 提示： // 在 uvpt 中使用只读页表映射（参见 <inc/memlayout.h>）。 // LAB 4: Your code here. //只在对“写时复制页面”进行“写操作”才处理 if(!(err & FEC_WR)) { panic("trapno is not FEC_WR."); } if(!(uvpt[PGNUM(addr)] & PTE_COW)) { panic("fault addr is not COW"); } // 分配一个新页面，将其映射到临时位置 (PFTEMP)， // 将旧页面的数据复制到新页面，然后将新页面移动到旧页面的地址。 // 提示： // 你应该调用三次系统调用。 // LAB 4: Your code here. // panic("pgfault not implemented"); addr = ROUNDDOWN(addr, PGSIZE); //将当前进程PFTEMP也映射到当前进程addr指向的物理页 if ((r = sys_page_map(0, addr, 0, PFTEMP, PTE_U|PTE_P)) < 0) panic("sys_page_map: %e", r); //令当前进程addr指向新分配的物理页 if ((r = sys_page_alloc(0, addr, PTE_P|PTE_U|PTE_W)) < 0) panic("sys_page_alloc: %e", r); //将PFTEMP指向的物理页拷贝到addr指向的物理页 memmove(addr, PFTEMP, PGSIZE); //解除当前进程PFTEMP映射 if ((r = sys_page_unmap(0, PFTEMP)) < 0) panic("sys_page_unmap: %e", r); } // // 将我们的虚拟页面 pn（地址 pn*PGSIZE）映射到相同虚拟地址的目标 envid 中。 // 如果页面是可写或写时复制的，则必须创建写时复制的新映射， // 然后我们的映射也必须标记为写时复制。 // (练习： 如果我们的映射在本函数开始时已经是写时复制，为什么还需要再次标记写时复制？） // // Returns: 0 on success, < 0 on error. // It is also OK to panic on error. // static int duppage(envid_t envid, unsigned pn) { int r; // LAB 4: Your code here. // panic("duppage not implemented"); void *addr = (void *)(pn * PGSIZE); if(uvpt[pn] & PTE_SHARE) { sys_page_map(0, addr, envid, addr, PTE_SYSCALL); } else if ((uvpt[pn]&PTE_W)|| (uvpt[pn] & PTE_COW)) { if ((r = sys_page_map(0, addr, envid, addr, PTE_COW|PTE_U|PTE_P)) < 0) panic("sys_page_map：%e", r); if ((r = sys_page_map(0, addr, 0, addr, PTE_COW|PTE_U|PTE_P)) < 0) panic("sys_page_map：%e", r); } else { sys_page_map(0, addr, envid, addr, PTE_U|PTE_P); //对于只读的页，只需要拷贝映射关系即可 } return 0; } // // 使用写时复制的用户级 fork。 // 适当设置页面故障处理程序。 // 创建一个子进程。 // 将我们的地址空间和页面故障处理程序设置复制到子运行程序中。 // 然后将子进程标记为可运行并返回。 // // 返回：子代的 envid 返回给父代，0 返回给子代，< 0 表示出错。 // 出错时也可以 panic。 // // 提示 // 使用 uvpd、uvpt 和 duppage。 // 记住在子进程中固定 “thisenv”。 // 用户异常堆栈都不应该标记为写时复制、 // 因此必须为子进程的用户异常堆栈分配一个新页面。 // envid_t fork(void) { // LAB 4: Your code here. // panic("fork not implemented"); extern void _pgfault_upcall(void); set_pgfault_handler(pgfault); envid_t eid = sys_exofork(); // 创建子进程 if(eid < 0){ panic("sys_exofork Failed, envid: %e", eid); } if(eid == 0){ // 子进程进入该分支 thisenv = &envs[ENVX(sys_getenvid())]; return 0; } for(uint32_t addr = 0; addr < USTACKTOP; addr += PGSIZE){ if((uvpd[PDX(addr)] & PTE_P) && (uvpt[PGNUM(addr)]&PTE_P) && (uvpt[PGNUM(addr)] &PTE_U)){ duppage(eid, PGNUM(addr)); } } //为子环境的异常栈申请内存页 int r = sys_page_alloc(eid, (void *)(UXSTACKTOP-PGSIZE), PTE_P|PTE_W|PTE_U); if( r < 0) panic("sys_page_alloc: %e", r); //为子环境设置pgfault_upcall r= sys_env_set_pgfault_upcall(eid, _pgfault_upcall); if( r < 0 ) panic("sys_env_set_pgfault_upcall: %e",r); //设置子环境的运行状态 r = sys_env_set_status(eid, ENV_RUNNABLE); if (r < 0) panic("sys_env_set_status: %e", r); return eid; } // Challenge! int sfork(void) { panic("sfork not implemented"); return -E_INVAL; } Part B 结束
