实验三：内核线程与缺页异常¶

进程模型设计¶

在不同的操作系统中，进程模型的设计各有千秋。在 macOS xnu 和 Windows NT 内核中，线程是调度执行的基本单位，进程是资源分配的基本单位，线程通过共享进程所描述的一系列资源来互相协作。而在 Linux 内核中，没有线程的相关概念，而进程也同时是调度执行的基本单位，通过一些特殊的机制来实现进程间的协作和资源共享。有关进程模型的区别、设计在理论课上有详细的讲解，这里不再赘述。

进程的实现和调度是（抢占式）操作系统的核心，在本实验所要实现的操作系统中将采用和 Linux 设计相近的进程模型设计理念，即进程也是被调度的单位。下图是本实验的进程模型设计示意图。

实验并不会一次将它完全实现，很多部分将在未来的实验中逐步补全，在这里希望大家能有一个整体性的理解，并在实现的过程中明确自己当前在做什么：

进程控制块¶

进程控制块（Process Control Block，PCB）是操作系统中用于描述进程的一种数据结构，它包含了进程的所有信息。

在实验中使用 Process 结构体表示一个进程，它含有 pid 和 inner 两个字段，分别表示进程的 ID 和内部数据。inner 字段是一个 Arc<RwLock<ProcessInner>> 类型的智能指针，它指向了一个 ProcessInner 结构体，这个结构体包含了进程的其他信息，包括进程的状态、调度计次、退出返回值、内存空间、父子关系、中断上下文、文件描述符表等等。

进程有一个唯一标识符：pid，实验使用 struct ProcessId(pub u16) 进行实现，在最基本的实现中，只需要保证每一次 ProcessId::new() 调用都会返回一个不同的 ProcessId 即可。

对于 ProcessInner 结构体，在后面的实验中将逐步补全和解释它的实现。

进程上下文¶

在抢占式操作系统中，进程的调度是通过中断来实现的。当一个进程的时间片用完后，操作系统会触发一个时钟中断，进程调度器会被唤醒，它会根据进程的状态和调度策略来决定下一个要运行的进程。在调度器决定好下一个要运行的进程后，它会将当前进程的上下文保存起来，然后将下一个进程的上下文恢复，从而使得下一个进程得以运行。

在之前的实验中，已经描述过在 x86_64 架构下的中断发生时，CPU 会将当前的一部分上下文保存到内核栈中，然后跳转到中断处理函数。这些上下文包括：

• instruction_pointer：指令指针，保存了中断发生时 CPU 正在执行的指令的地址。
• code_segment：代码段寄存器，保存了当前正在执行的代码段的选择子。
• cpu_flags：CPU 标志寄存器，保存了中断前的 CPU 标志状态。
• stack_pointer：栈指针，保存了中断前的栈指针。
• stack_segment：栈段寄存器，保存了中断前的栈段选择子，在 x86_64 下总是为 0。

而在进行进程切换时，通常还需要保存和恢复更多的上下文，这些内容主要包括通用寄存器和浮点寄存器。为了简化实现，实验在编译架构选项中禁用了浮点寄存器，因此只需要保存和恢复通用寄存器即可。

在 src/utils/regs.rs 中，实现了寄存器的保存和恢复，并为寄存器声明了自己的结构体。

这里解释一下 as_handler 宏的实现：

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#[macro_export]
macro_rules! as_handler {
    ($fn: ident) => {
        paste::item! {
            #[naked]
            pub extern "x86-interrupt" fn [<$fn _handler>](_sf: InterruptStackFrame) {
                unsafe {
                    core::arch::asm!("
                    push rbp
                    // ...
                    push r15
                    call {}
                    pop r15
                    // ...
                    pop rbp
                    iretq",
                    sym $fn, options(noreturn));
                }
            }
        }
    };
}

as_handler 宏接受一个函数名作为参数，它会生成一个函数名为 [函数名]_handler 的函数，中断栈本身会包含 InterruptStackFrame 作为参数（x86-interrupt 调用约定中实现），而这里需要保存更多寄存器到栈上，因此使用 naked 属性来禁用 Rust 的栈帧生成，然后使用汇编代码来手动保存和恢复寄存器。

在保存了寄存器后，使用 call 指令调用原函数，然后恢复寄存器，使用 iretq 指令返回。

在此宏进行转换后，使用如下的方式声明并使用一个中断处理函数：

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pub unsafe fn reg_idt(idt: &mut InterruptDescriptorTable) {
    idt[/* ... */].set_handler_fn(teapot_handler);
}

pub extern "C" fn teapot(mut context: ProcessContext) {
    // do something
}

as_handler!(teapot);

extern "C" 用于指定函数使用 C 语言的调用约定，使得这一函数不会被编译器内联或使用 Rust 函数命名规范，从而能够正确导出符号参与编译器链接。

对于参数部分，ProcessContext 的简单声明如下：

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#[repr(C)]
pub struct ProcessContext {
    value: ProcessContextValue,
}

#[repr(C)]
pub struct ProcessContextValue {
    pub regs: RegistersValue,
    pub stack_frame: InterruptStackFrameValue,
}

ProcessContext 实现了内部 value 的 Deref trait，因此可以直接使用 ProcessContextValue 中的字段内容。而 ProcessContextValue 相关的保护处理方法参考并实现自 InterruptStackFrame 的内部实现，用以防止意外的修改及其导致的非预期行为。

repr(C) 用于指定使用 C 语言的结构体布局，以便于在汇编代码中正确处理结构体的字段。

进程页表¶

进程的页表是通过向 Cr3 寄存器写入页表的物理地址来实现控制的，因此在进程切换时，需要将进程的页表物理地址写入 Cr3 寄存器。

除了内核进程的页表在启动时被初始化外，其他进程的页表都是在进程创建时被初始化的。它们通常通过克隆内核进程来实现，这样做的目的是当程序陷入中断时，CPU 能够正常访问到内核的代码和数据，从而能够正常的进行系统调用。

在后续有关用户进程的实现中，还会遇到有关页表共享的问题，这里暂时不作展开。

进程调度¶

进程调度的工作目的简单来说就是从就绪队列中选取一个进程，并将其分配给选定的 CPU 核心运行。在实验中，为了实现简单，YSOS 自始至终只会使用一个 CPU 核心。

在实验中，将实现一个简单的 FIFO 调度器，它会将就绪队列中的第一个进程选出来，然后将其分配给 CPU 核心运行，当进程的时间片用完后，调度器会将其重新放回就绪队列的末尾。

在 src/proc/processor.rs 中，Processor 结构体存储了一个 AtomicU16，用于表示当前正在运行的进程的 PID。

在 PID 的设计中，本实验使用 0 表示当前没有进程在运行，因此在 Processor 结构体初始化时，将其初始化为 0。

为了给扩展实验的多处理器支持预留可行性，实验设计把 Processor 结构体放在一个静态数组之中，数组的长度为 MAX_CPU_COUNT：

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const MAX_CPU_COUNT: usize = 8;

#[allow(clippy::declare_interior_mutable_const)]
const EMPTY: Processor = Processor::new(); // means no process

static PROCESSORS: [Processor; MAX_CPU_COUNT] = [EMPTY; MAX_CPU_COUNT];

pub struct Processor(AtomicU16);

impl Processor {
    pub const fn new() -> Self {
        Self(AtomicU16::new(0))
    }
}

这里使用了一个小技巧来初始化一个静态数组，clippy 的规则会说明 EMPTY 在进行复制的时候会进行内存复制，这或许不是代码作者所期望的行为（declare_interior_mutable_const）。

然而，这里恰好利用这一特性来绕过 AtomicU16 没有实现 Copy 的限制，将 EMPTY 复制到数组中的每一个元素，从而实现了这一数组的初始化。

在 src/proc/manager.rs 中，定义了 ProcessManager:

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pub struct ProcessManager {
    processes: RwLock<BTreeMap<ProcessId, Arc<Process>>>,
    ready_queue: Mutex<VecDeque<ProcessId>>,
}

其中 processes 字段用于存储所有的进程，ready_queue 字段则用于存储就绪的进程队列。ProcessManager 结构体被设计为“不可变”的，也就是说，它由 RwLock 和 Mutex 来提供内部可变性。

就绪队列的操作（push 和 pop）是需要对 VecDeque 进行修改，所以是在 Mutex 的保护下进行的，并没有读写操作的区别。

而进程列表只有 insert 操作需要对 BTreeMap 的可变引用，因此 RwLock 的保护下更加合适。

在 ProcessManager 的不可变约束下，就可以通过 spin::Once 来定义一个全局的 ProcessManager，并在 init() 函数中初始化它：

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pub static PROCESS_MANAGER: spin::Once<ProcessManager> = spin::Once::new();

pub fn init(init: Arc<Process>) {
    processor::set_pid(init.pid());
    PROCESS_MANAGER.call_once(|| ProcessManager::new(init));
}

pub fn get_process_manager() -> &'static ProcessManager {
    PROCESS_MANAGER
        .get()
        .expect("Process Manager has not been initialized")
}

内核进程¶

在初始化进程管理器时，为了让内核始终和其他进程有一样的获取时间片的机会，需要将内核进程作为第一个进程加入进程列表。

之后的每次切换时，内核进程也会被视作一个普通的进程，从而被调度器选中、保存、执行。

因此，ProcessManager 初始化时需要传入一个 init 进程，它会作为内核进程加入进程列表：

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pub fn new(init: Arc<Process>) -> Self {
    let mut processes = BTreeMap::new();
    let ready_queue = VecDeque::new();
    let pid = init.pid();

    trace!("Init {:#?}", init);

    processes.insert(pid, init);
    Self {
        processes: RwLock::new(processes),
        ready_queue: Mutex::new(ready_queue),
    }
}

在之后的代码任务中，你需要将内核状态存储为一个进程，并在初始化时将其传入。

时钟中断的处理¶

时钟中断发生时，进程调度器被运行，CPU 通过 IDT 调用中断处理程序，完成进程的切换。

在一次进程切换的过程中，需要关闭中断，之后完成以下几个步骤：

• 保存当前进程的上下文

  经过上述进程上下文的描述可知，作为可变引用参数被传入的 ProcessContext 中存储了进程切换时需要保存的所有寄存器的值，并且其中的内容将会在进程切换完成后被恢复，进而真正实现进程的切换。

  因此，进程切换的第一步就是将 context 保存至当前进程的 ProcessInner 中，以便下次恢复运行状态。

• 更新当前进程的状态

  进程切换时，若它当前的状态并非 Dead，则当前进程的状态会被更新为 Ready。

  同时，为了记录进程的执行时间，一般也会记录进程的调度次数，这里使用 usize 类型的 ticks_passed 字段来记录进程的调度次数。

• 将当前进程放入就绪队列

  当前进程被切换出去后，它会被放入就绪队列的末尾，等待下一次调度。

  被调度的进程状态可能在就绪队列中时发生了改变，因此需要进行一些检查。

• 从就绪队列中选取下一个进程

  进程调度器会从就绪队列中选取第一个进程，检查进程的状态，如果进程处于可调度状态，就将其状态更新为 Running，并将其 PID 写入 Processor 中。

• 切换进程上下文和页表

  进程调度器会将选中的进程的上下文重新加载，并将新进程的页表物理地址写入 Cr3 寄存器，从而完成进程的切换。

进程的内存布局¶

在开启了虚拟内存的情况下，操作系统拥有巨大的地址空间，可以赋予它们不同的功能，管理这些内存如何使用。

在已经进行过的实验中，笔者为大家预设了一些内存布局，你应该或多或少接触过这些地址：

• 物理内存偏移：0xFFFF800000000000

  通过定义物理内存偏移，借助 2MB 的页映射，将物理内存线性映射到了这一偏移量所对应的的地址空间中。在内核中，当需要访问一个物理内存地址，如 0x1000 时，就可以通过 0xFFFF800000001000 来访问。

• 内核空间起始地址：0xFFFFFF0000000000

  在操作系统中，一般会将内核地址映射到高偏移，而将用户地址映射到低偏移。在实验中，内核空间的起始地址被定义在了 0xFFFFFF0000000000，这相当于为内核预留了 1TiB 的地址空间。

  通过 kernel.ld 链接器脚本，将内核的起始地址设置为了这一地址，实验中编译的操作系统内核会被链接到从这一地址开始的地址空间中。同时，通过 bootloader 中的内核加载函数，读取 ELF 文件的描述，并将这些内容加载到了对应的地址空间中。

• 内核栈地址：0xFFFFFF0100000000

  内核栈的起始地址通过配置文件被定义在了 0xFFFFFF0100000000，距离内核起始地址 4GiB。默认大小为 512 个 4KiB 的页面，即 2MiB。

  在虚拟内存的规划中，任意进程的栈地址空间大小为 4GiB。以内核为例，内核栈所对应的内存区域的起始地址为 0xFFFFFF0100000000，结束地址为 0xFFFFFF0200000000。

  缺页异常？

  你可能会注意到，4GiB 的栈空间中实际映射的目前只有 2MiB，剩下的页面都是没有映射的。

  在未来的实验内容中，你将会处理这种缺页异常，并在需要时为进程进行映射。

在了解了这些虚拟地址空间预设的情况下，进一步来考虑其他进程的内存布局。本次实验中，由于还没有“用户进程”的概念，可以暂时先考虑的少一些，但是便于本次实验使用的解决方案。

在 src/proc/vm/stack.rs 中，定义了一些常量：

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pub const PAGE_SIZE: u64 = 0x1000;

pub const STACK_MAX_PAGES: u64 = 0x100000;
pub const STACK_MAX_SIZE: u64 = STACK_MAX_PAGES * PAGE_SIZE;

STACK_MAX_SIZE 定义了每个进程栈的最大大小，这里定义为 4GiB，即 0x100000 个页面。

作为一个常识：栈的增长方向是向下的，即在进行 push 操作时，栈指针会减小。因此，栈总是从最大地址开始，向更小的地址空间“增长”。

在本次实验中，笔者带领大家做一个临时的、取巧的实现：根据进程的 PID 来为进程分配对应的栈空间。

也即，对于 PID 为 3 的进程，它的栈空间比 PID 为 2 的进程的栈空间具有 4GiB 的偏移。

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pub const STACK_MAX: u64 = 0x400000000000;

STACK_MAX 定义了栈的最大地址，实验将从这一地址向下分配进程栈。

从 0x200000000000 开始，它可以被切分为 8192 个 4GiB 的栈空间，这对于本次实验来说已经绰绰有余。

当然，虚拟地址空间非常大，你也可以选择你自己喜欢的位置来放置栈空间。在未来的实验中，由于不同进程将会持有不同页表，因此内存分配也将会更加灵活。

在开启了 ASLR（Address space layout randomization）的内核中，栈的内存区域也是随机的，堆内存和 mmap 调用的结果也是随机的。这些随机性赋予了应用程序更高的安全性，不过在这里不再过多展开。

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pub const STACK_START_MASK: u64 = !(STACK_MAX_SIZE - 1);

pub const STACK_DEF_PAGE: u64 = 1;
pub const STACK_DEF_SIZE: u64 = STACK_DEF_PAGE * PAGE_SIZE;

pub const STACK_INIT_BOT: u64 = STACK_MAX - STACK_DEF_SIZE;
pub const STACK_INIT_TOP: u64 = STACK_MAX - 8;

STACK_START_MASK 定义了栈空间的掩码，它在未来将被用于检查一个地址是否存在于某个被定义的栈空间中。

STACK_DEF_PAGE 定义了栈的默认大小，这里定义为 1 个 4KiB 的页面。

STACK_INIT_BOT 定义了初始化栈的底部地址，它是栈的最大地址减去默认大小。

STACK_INIT_TOP 定义了初始化栈的顶部地址，它是栈的最大地址减去 8，这是为了进行内存对齐，保证 rsp 和 rbp 寄存器总是 8 的倍数。

这些数据将在后续为新进程计算和分配栈空间的时候用到，只需要将它们减去一个 PID 所计算得到的偏移，就可以方便的定位到某个进程的栈空间。

总体来说，本次实验的进程栈布局预期如下：

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+---------------------+ <- 0x400000000000
|     PID 1 Stack     |
+---------------------+ <- 0x3FFF00000000
|     PID 2 Stack     |
+---------------------+ <- 0x3FFE00000000
|     PID 3 Stack     |
+---------------------+ <- 0x3FFD00000000
|         ...         |
+---------------------+

有关于用户进程的其他部分内存布局的说明，将在下一次实验中详细讨论。

合并实验代码¶

在 pkg/kernel/src/utils 文件夹中，增量代码补充包含了如下的模块：

• regs.rs：对需要保存的一系列寄存器进行了封装，规定了其输出方式，补全了进程切换时需要使用的汇编代码及 as_handler 宏。
• func.rs：定义了用于测试执行的两个函数，其中 test 用以验证进程调度、并发的正确性，huge_stack 用以验证处理缺页异常的正确性。

在 pkg/kernel/src/proc 文件夹中，增量代码补充包含了如下的模块：

• context.rs：进程上下文的定义和实现，其中包含了加载、保存进程上下文的相关函数。
• data.rs：进程数据结构体的定义，这里存储的数据在进程被杀死后会被释放，包含了使用 Arc 保护的线程间共享的数据（子进程相关内容将在下次实验中使用）。
• vm/{mod.rs,stack.rs}：进程的虚拟内存管理，包含了栈空间的分配和释放函数，以及一些常量的定义。
• manager.rs：进程管理器的定义和实现，时钟中断最终会通过进程管理器来进行任务切换。
• paging.rs：进程页表的存储、切换所用数据，使用 load 函数加载进程页表到 Cr3 寄存器，使用 clone 函数来获得当前页表的副本，用于创建新进程。
• pid.rs：使用元组结构体将一个 u16 作为进程 ID，需要为 new 函数确保获取唯一的 PID。
• processor.rs：对处理器的抽象，使用 AtomicU16 来存储当前正在运行的进程的 PID，使用 set_pid 函数来设置当前进程的 PID，使用 get_pid 函数来获取当前进程的 PID。
• process.rs：进程结构体的核心实现，包含了进程的状态、调度计数、退出返回值、父子关系、中断上下文等内容，是管理进程的核心模块。

进程管理器的初始化¶

在 src/proc/mod.rs 中，可以看到待补全的 init 函数，这个函数将内核包装成进程，并将其传递给 ProcessManager，使其成为第一个进程。

1. 设置内核相关信息

   为了实现内核栈的自动扩容、内存统计等功能，在创建内核时需要填充内核的进程信息。

   利用定义好的内存布局、bootloader 的实现和启动配置文件的内容，将内核的信息填充到 ProcessData 中。

2. 创建内核结构体

   调用 Process::new 函数，创建内核进程，它会返回一个 Process 的智能指针。

   • 在上述的假设中，实验使用 0 表示无进程（正在运行），内核进程的 PID 应为 1。
   • 内核进程没有父进程，可以直接传入 None。
   • 内核进程的页表就是当前 Cr3 寄存器的内容，使用 PageTableContext::new() 加载。

3. 内核进程的初始化状态

   在创建后，进程将会被传递至 manager::init() 函数。

   在这个函数中，需要将初始化进程设置为当前唯一正在运行的进程。设置内核进程的状态为 Running，并将其 PID 加载至当前的 CPU 核心结构体中。

进程调度的实现¶

修改时钟中断的内容，移除上次实验中的计数器等模块，并参考 DOUBLE_FAULT_IST_INDEX 的分配处理和声明，在 TSS 中声明一块新的中断处理栈，并将它加载到时钟中断的 IDT 中。

利用 as_handler 宏重新定义中断处理函数，在其中调用 crate::proc::switch 函数，进行进程调度切换。

之后在 src/proc/mod.rs 中，补全 switch 函数的实现，利用进程管理器所提供的功能，补全 save_current 和 switch_next 函数。

时钟中断的处理过程在上文中已经有所提及，请尝试实现处理过程。注意以下实现要点：

1. 在合适的时机更新进程状态、并将被暂停进程的 PID 使用 push_ready 函数放入就绪队列。
2. switch_next 在未来需要处理进程阻塞和进程死亡的情况，思考如何避免副作用，使这一函数的功能仅限于“切换到下一个进程”。
3. 使用 pause、resume 等函数来构造更具有可读性的代码。
4. 你可以通过 drop 函数在合适的时候主动释放取得的锁。
5. 你可以通过 print_process_list 函数，在合适的情况下打印进程列表，或降低时钟中断的触发频率，从而便于调试。

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x86_64::instructions::interrupts::without_interrupts(|| {
    // do something
})

进程信息的获取¶

环境变量¶

你需要补全 src/proc/mod.rs 中的 env 函数，使得外部函数可以获取到当前进程的环境变量。

尝试获取当前进程的读锁，并查询 ProcessData 的 env 函数。在期望中，这一操作只需要一行代码即可完成。

进程返回值¶

在 src/utils/mod.rs 中，你需要补全 wait 函数。

你需要为 ProcessManager 添加相关的处理函数，使得外部函数可以获取指定进程的返回值。一个推荐的做法是使用 Option 来作为这一调用的结果，如果该值为 None，则说明进程还没有退出，如果该值为 Some，则说明进程已经退出，可以获取到进程的返回值。

与上述环境变量的获取不同，这部分内容在代码样例中并没有给出，你需要自行设计实现。你可以参考 src/proc/mod.rs 中其他函数的实现，来进行关中断、操作进程列表等操作。

这一功能的实现在未来将被用于 wait_pid 系统调用，从而让父进程可以等待子进程的退出，或查询其他进程的返回值等。

作为锻炼大家实现相关功能的机会，在此处不做过多的要求和描述。

内核线程的创建¶

本次实验被称做“内核线程”，其原因在于将要创建的进程并不需要对页表、权限、代码段等进行特殊的设置，它们的内存空间和内核是共享的，因此可以当作“线程”来看待。

需要注意的是，这和后续的“用户进程”、“线程的创建”等概念是不同的，本次实验所关注的核心是创建一个可以被调度执行的最小单位，在后续的实验中，将逐步对其他功能进行完善。

在 src/utils/mod.rs 中，可以看到用于测试创建内核线程的函数定义：

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pub fn new_test_thread(id: &str) -> ProcessId {
    let mut proc_data = ProcessData::new();
    proc_data.set_env("id", id);

    crate::proc::spawn_kernel_thread(
        utils::func::test,
        format!("#{}_test", id),
        Some(proc_data),
    )
}

此函数调用了在 src/proc/mod.rs 中定义的 spawn_kernel_thread 函数。它关闭中断，之后将函数转化为地址以使其能够赋值给 rip 寄存器，之后将进程的信息传递给 ProcessManager，使其创建所需进程。

在 src/proc/process.rs 中，根据你的内存布局预设和当前进程的 PID，为其分配初始栈空间。

参考 bootloader 中为内核分配栈空间的代码，克隆内核页表，使用 elf::map_range 函数来进行新的页面的映射。完成栈分配后，将栈顶地址返回。

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let frame_allocator = &mut *get_frame_alloc_for_sure();

在获取了栈顶地址、待执行函数的入口地址后，将它们放入初始化的进程栈帧中。你可以修改或添加函数，利用 ProcessContext 的 init_stack_frame 函数来完成这一操作。

最后，将全新创建的进程放入进程管理器和就绪队列中，使其能够被调度执行。

缺页异常的处理¶

在操作系统进行虚拟内存管理的时候经常会遇到缺页中断，作为可恢复的异常，它发生的可能性有很多：

• 内存页被标记为懒分配，只有当进程访问到这一页面时才会被分配。
• 部分可执行的代码段尚未被加载到内存中，需要从磁盘文件进行加载。
• 内存被交换到了磁盘上，再次使用需要交换回来。
• 内存页面被标记为只读，在进程尝试写页面的时候触发了 COW（Copy on Write）机制，需要进行页面的复制。
• 进程访问量权限不允许的内存区域，比如用户态进程尝试访问内核空间的内存。
• ……

在本实验设计中，并不会完全的实现上述的所有功能，只实现一个功能来作为缺页异常处理的示例：为栈空间进行自动扩容。

之前的内容中，提及了有关内存布局的相关设定，在本实验的 OS 中，每一个进程的栈空间最大为 4GiB。在初始化时，从栈顶（此进程具有的 4 GiB 的最大位置）开始，向下分配了 4 KiB 的栈空间。当进程使用的栈一直增长，直到超过了 4 KiB 的栈空间时，就会触发缺页异常。

在触发缺页异常时，尝试访问的地址会被保存在 Cr2 寄存器中，同时缺页异常的错误码也会随着中断栈一起传递给中断函数。

首先，在 src/interrupt/exception.rs 中，重新定义缺页异常的处理函数：

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pub extern "x86-interrupt" fn page_fault_handler(
    stack_frame: InterruptStackFrame,
    err_code: PageFaultErrorCode,
) {
    if !crate::proc::handle_page_fault(Cr2::read(), err_code) {
        warn!(
            "EXCEPTION: PAGE FAULT, ERROR_CODE: {:?}\n\nTrying to access: {:#x}\n{:#?}",
            err_code,
            Cr2::read(),
            stack_frame
        );
        // FIXME: print info about which process causes page fault?
        panic!("Cannot handle page fault!");
    }
}

之后，你需要完善缺页异常的相关处理函数：

1. 在 ProcessManager 中，检查缺页异常是否包含越权访问或其他非预期的错误码。

2. 如果缺页异常是由于非预期异常导致的，或者缺页异常的地址不在当前进程的栈空间中，直接返回 false。

3. 如果缺页异常的地址在当前进程的栈空间中，把缺页异常的处理委托给当前的进程。

   你可能需要为 ProcessInner 和 ProcessVm 添加用于分配新的栈、更新进程存储信息的函数。

4. 在进程的缺页异常处理函数中：

   分配新的页面、更新页表、更新进程数据中的栈信息。

进程的退出¶

在正常的操作系统中，进程的退出通常是由一个系统调用实现的。

系统调用也会和时钟中断类似地保存进程的上下文，之后调用内核中的函数，完成进程的退出和切换，因此可以很好的确保进程不会再次被调度。

但是目前我们没有实现系统调用，内核线程的退出是它主动调用内核的 process_exit 来实现的，这样的函数调用没有进程上下文的存储和恢复过程，因此需要进行一些额外的处理，并等待下一次的时钟中断来完成进程的切换。

总体来说，实现进程的退出要完成如下几件事：

1. 在进程退出时，将进程的状态设置为 Dead，并删除进程运行时需要的部分数据，如 ProcessData。

2. 确保进程不会被再次调度，这可以在切换时添加检查、防止进程再次进入就绪队列来实现。

3. 存储进程的返回值，以便其他进程可以利用它来查询进程的退出状态。

思考题¶

1. 为什么在初始化进程管理器时需要将它置为正在运行的状态？能否通过将它置为就绪状态并放入就绪队列来实现？这样的实现可能会遇到什么问题？

2. 在 src/proc/process.rs 中，有两次实现 Deref 和一次实现 DerefMut 的代码，它们分别是为了什么？使用这种方式提供了什么便利？

3. 中断的处理过程默认是不切换栈的，即在中断发生前的栈上继续处理中断过程，为什么在处理缺页异常和时钟中断时需要切换栈？如果不为它们切换栈会分别带来哪些问题？请假设具体的场景、或通过实际尝试进行回答。