莱昂氏unix源代码分析导读笔记.docx
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莱昂氏unix源代码分析导读笔记
（莱昂氏unix源代码分析导读-1）引子
一直以来，操作系统都是程序员心中的圣殿，每个程序员都想登堂入室，掌握其中的奥秘。
但是，在上世纪六七十年代，对普通程序员来说，这只能是个梦想。
因为在那时，操作系统不啻为一个蛮荒巨兽，它往往由数十万乃至数百万行的汇编语句组成，对普通程序员而言，根本无法对其进行分析和理解。
Unix的出现改变了这一切。
肯·汤姆森和丹尼斯·里奇在1974年7月号上的《ACM通信》上的一篇论文“TheUNIXTimeSharingSystem”正式将unix操作系统介绍给世人，立即引起了学术界的广泛兴趣。
人们惊奇的发现，同传统的操作系统相比，unix有两个显著的特点：
（1）代码量要少1~2个数量级，但却实现了在当时看来十分强大的功能；
（2）其内核代码多由c语言写就，只有极少量的代码由汇编完成。
例如，作为莱昂模型的unixv6，其内核仅有9000多行代码，而汇编代码仅不到1000行。
更重要的是，unix采用源代码方式进行发行，只要购买了unix许可证就可以获得整个源代码。
其后不久，一本神秘的小册子开始流行，并引发了大规模的违法复印活动。
这本小册子就是《莱昂氏unix源代码分析》。
毫不夸张的说，这本书的流行极大促进了unix的发展，并哺育了一代unix精英。
因此，此书在unix界具有极高的声誉。
时过境迁，我们现在可以轻易的找到各种开源操作系统的源码和分析，此书的重要性已大大降低。
但是，它仍具有巨大的价值，它以区区9000多行代码实现了一个操作系统的基本功能，其设计之巧妙、代码质量之高，令人叹为观止。
从教育的角度看，它仍然是最好的学习操作系统的教材之一。
对我来说，阅读此书是个快乐的过程，同时也是个痛苦的过程。
因此，我决定写下自己的一点心得，希望能够为大家的读码过程减轻一点痛苦吧。
（莱昂氏unix源代码分析导读-2）PDP11/40系统简介（上）
1.地址管理
PDP11最大的特点是其UNIBUS系统，CPU对所有设备的访问都通过单一总线来完成。
因此，所有设备都具有统一的编址规则。
也就是说，所有设备，包括Memory、Register、外设、DeviceRegister等都具有统一的地址。
外设、DeviceRegister等编址在高地址空间上。
PDP-11总线为16位，故其虚存空间为64K。
但是，PDP-11可配置256K物理内存。
为有效使用物理内存空间，使用“Page”将虚存空间映射到物理空间。
每个page8K字节，每个程序拥有8个virtualPage，分别映射到8个物理Page上。
具体来说，PDP11有两种内存管理模式：
（1）“存管系统关闭”
系统初启时，处于此种状态。
此时，系统自动将virtual地址空间的前7个page映射到物理空间的前7个page，但virtual地址空间的第8个page会被映射到物理地址的最后一个page——以访问外设。
（2）“存管系统开启”
此种状态下，针对Kernel和User模式，各有8个Pageaddressregister来进行映射。
每个AddressRegister对应一个virtualPage，记录的是该page对应于物理地址空间的首地址（以block——64字节为单位）。
具体方法如下：
（1）根据virtual地址计算出逻辑页和页内偏移；
（2）物理地址=该页的AddressRegister的数值*64+页内偏移
【注】：
需要注意的是，很多情况下，源代码中使用Segment来表示Page。
但是，segment有时又用作程序的分段，如text、data、bss。
所以，这里使用page的话，更清晰，更容易理解。
【思考题】：
我们想把虚存地址中前6个Page映射到物理内存的前6个Page。
请问：
前6个AddressRegister的值应该设置为多少呢？
2．指令寻址
莱昂氏书中对各种编址方式进行了详细的讲解，唯一需要提一下的是：
（1）自动减一（加一）方式，如：
mov-（r1）,r2
（2）变址方式，如：
clr2（r0）
它们“变化”的单位是不同的。
对
（1），它减去的一是一个Word；
【注】：
PDP-11还有一套基于Byte的指令，其特点是在正常的指令名后加一个“b”用来结尾，如movb等等。
这套指令在源码中使用较少。
而
（2）中的2，是2个Bytes。
（莱昂氏unix源代码分析导读-3）PDP11/40系统简介（中）
1。
通用寄存器。
共有8个通用寄存器，r0~r7
R5:
环境寄存器。
R6:
又名sp，即栈寄存器——kernel/usr各有一个
R7:
又名PC，即指令指针寄存器
2PSRegister
即processorstatusregister，该寄存器的使用非常频繁，其结构如下所示：
（1）coditioncode部分——用于记录指令执行后结果状态
共有4个标志：
N：
negative
Z：
zero
V：
overflow
C：
carriage
（2）T：
Trap（陷入位）
置位将发生陷入，中断矢量为014。
（3）Priority：
CPU的Priority
取值范围：
0~7，从低----高。
设置为7时，外部设备无法interruptCPU的执行。
（4）Mode位
CurrentMode：
当前的模式（kernelorUser）
PreviousMode：
“前”模式（kernelorUser）
需要注意的是，PS的PreviousMode部分是可以自行设置的，所以，其PreviousMode并不一定是其字面上的意思
（并不一定是“上”一次的Mode）。
这样设计可以提供一种同时访问Kernel/User地址的方法，有两个指令用于此用途：
i.mfpi：
将PreviousMode的地址里的内容，压入CurrentMode的栈；
ii.mtpi：
将CurrentMode的栈内内容，弹出到PreviousMode的地址空间内。
这两个指令使用相当频繁，我会在后面结合代码进行讲解。
PS寄存器是最常用的寄存器之一，源码中有大量对PS的操作。
下面就介绍一下对PS的常见操作。
首先介绍三个位运算指令，他们经常用于设置和CheckPS状态：
（1）BIT——logicalAND，但不改变source和destinationoperand。
会设置PS的ConditionCode。
用于checkDestinationoperand的bit设置情况；
（2）BIC——bitclear。
根据sourceoperand的bitset，cleardestinationoperand的相应bit；
（3）BIS——bitset。
“或”操作，修改destinationoperand。
对PS常见操作举例：
（1）．Mov
679mov$30340,PS0011000011100000
700mov$30340,PS30340
该条语句对PS寄存器进行了如下设置：
（1）CurrentMode：
Kernal
（2）PreviousMode：
User
（3）Priority：
7
（2）．Bis
0726bis$340，PS
0735~
0741~
将Priority设置为7。
（3）．Bic
0748bic$340,PS
将Priority设置为0。
（莱昂氏unix源代码分析导读-4）PDP11/40系统简介（下）
1PageRegister
分为AddressRegister和DescriptionRegister，在“存管系统”起效后使用。
Kernel和User态各有8组Register，分别完成8页的“物理---逻辑”地址映射。
比如，代码中对AddressRegister有如下的声明：
KernelUser
1447KISA0=1723401451UISA0=177640
1448KISA6=1723541452UISA1=177642
其实，这些AddressRegister是连续编址的，比如，以Kernel为例：
KISA0=172340KISA1=172342KISA2=172344
KISA3=172346KISA4=172350KISA5=172352
KISA6=172354KISA7=172356
由于KISA0和KISA6使用较多，故进行了定义。
而其他的AddressRegister也可以通过这KISA0、KISA6进行访问。
PageAddressRegister低12个bits（称为PAF）有效，记录的是以block（32Words、64bytes）为单位指定地址，
即该逻辑页页首映射到的物理地址。
【思考题】：
PDP11-40的存管系统最大支持多大的物理内存？
PageDescriptionRegister：
（1）最常用的是ACF（1~2bit），如：
00不可访问
01Read
02Write
11ReadandWrite
mov$6,…ReadandWrite
（2）PLF（8~14bit）该物理page的大小（以block为单位）
多数情况下为8K，为：
mov$774064kwords，ReadandWrite
现在可以对PDP11的物理page有更进一步的了解了。
PDP11的物理内存其实是连续的地址空间，所谓的物理page
在某种程度上是一个逻辑上的概念，是通过刚才的PageRegister指定的起始地址和长度来指定的。
换言之，我们
可以（但最好不要这么做）指定两个overlap的物理page。
进一步，我们可以认为物理内存是由许多blocks组成的，
而这些block从0开始连续进行编号，每个Block直接对应一段物理内存。
因此，通过block号我们可以直接操作
物理内存。
2.Page状态Register——SSR0SSR2
SSR0和SSR2（SSR1在PDP11/40中没有使用）主要用于Page硬件中断处理。
SSR0
Bits15~13用来说明中断原因，如：
（1）违反存取限制；
（2）Page越界；
（3）写保护
Bit8——当Bit0和Bit8置位时，表示进入到“Pagecontrolinformation”状态，此时，SSR0其他Bit均无效。
该种状态用于
进行Page状态的监控。
Bit5~6用于说明中断发生时的CPUmode（00：
kernel；11：
user）。
Bit1~3：
pageNumber（0~）
Bit0：
“存管系统”启动indicator
SSR2为内部使用的只读Register，记录每条存取指令的virtualaddress，我们一般不会直接操作它。
（莱昂氏unix源代码分析导读-5）中断与陷入初探
对于中断，大家应该都比较熟悉。
莱昂氏书中的第9章对这部分也有精彩的讲解，一定要多读多看，确保深入理解。
我在这里还是啰嗦几句。
（1）中断由其他硬件（非CPU）产生的，带有优先级，如CPU当前优先级高于中断优先级，该中断不会被马上处理。
硬件产生的最高优先级中断为6。
因此，将CPUpriority设置为7时，可屏蔽硬件中断。
代码中有大量这样的设置，
refertoPSregister的讲解部分。
（2）陷入为CPU内部事件，无优先级，必须马上处理；
（3）中断或陷入处理流程
（1）将当前PC、PS暂存；
（2）通过中断矢量表重装PC、PS（一定为核心态）；
（3）将原先的PC、PS压入当前栈；
（4）执行（即中断矢量表中指向的地址）
（5）执行中断例程后，根据压入的PC，返回原来的程序地址，并恢复PS。
PDP11提供了rtt指令来完成这一操作。
PDP11提供了trap指令，可以“引发”一个“陷入”，如图所示：
Trap指令会引发如下事件：
（1）PS<----（36）（切换到核心态）
（2）PS压入核心栈；
（3）pc压核心栈；
（4）pc<----中断矢量（34）处执行。
需要注意的有两点：
（1）trap指令一般用于系统调用（systementry）的实现，而“中断模拟”指令为“emt”，该指令与“trap”十分相似，
唯一的不同是其中断矢量地址为（30）；
（2）trap指令code横跨104400~104777
其中后8个bit可被看着systementryno，也就是说最多有256（0~255）种系统调用。
【注】：
本版本的unix使用了后6位，也就是说支持64种systemcall。
最后，让我们检查一下中断矢量表的源码：
502br4=200
503br5=240
504br6=300
505br7=340
506
507.=0^.当前地址=0octal
508br1f地址0~1
5094地址2~3（指令IOT。
执行20octal的中断）
510
511/TrapVector
512trap;br7+0;/buserror
/地址4~7，中断矢量地址为4
/PC指向Trap例程，PS设置为340（优先级7）
513trap;br7+1;/illegalinstruction（地址10~13，中断矢量地址为10）
514trap;br7+2;/bpttracetrap（地址14~17，中断矢量地址为14）
515trap;br7+3;/iottrap（地址20~23，中断矢量地址为20）
516trap;br7+4;/powerfail（地址24~27，中断矢量地址为27）
517trap;br7+5;/emulatortrap（地址30~33，中断矢量地址为30）
518trap;br7+6;/systementry（地址34~37，中断矢量地址为34——就是trap指令的中断矢量地址啦）
519
……
525.=60^.当前地址设置为60octal
526klin;br4/（地址60~63，中断矢量地址为60）
527klou;br4/（地址64~67，中断矢量地址为64）
……
540.=200^.当前地址设置为200octal
541lpou;br4;/（地址200~203，中断矢量地址为200）
……
【注】：
代码中的“trap”并非是trap指令，而是定义于第755行的“subroutine”。
0755:
trap:
unxi源码中有大量这样的“重名”现象，容易给人带来混乱，需要格外注意。
不妨跟书中的两个列表比较一下：
矢量单元
陷入类型
处理机优先权
010
非法指令
7
014
BPT跟踪
7
020
Iot
7
030
仿真陷入指令
7
034.
Trap
7
注：
仿真陷入指令，即emt指令
矢量单元
外部设备中断
优先级
处理机优先权
060
电传打字机输入
4
4
064
电传打字机输出
4
4
200
行式打印机
4
4
（莱昂氏unix源代码分析导读-6）stack使用和进程的分段
1．Stack使用：
PDP11使用倒置的栈，即栈底在高地址，栈向低地址生长，如下图所示：
（1）压栈示例：
MOVR1,–（SP）
先移动SP，再放置R1
（2）POP示例：
MOV（SP）+,R1
先取栈内值，再移动栈指针释放该地址。
参数压栈规则：
（1）参数逆序压栈；
（2）最后放置ReturnAddress
如：
rpta（aa,bb）
栈的示意图
【代码示例1】：
1889savu（u.rsav）;savu是一个单参数的Subroutine
725_savu:
726bis$340,PS设置CPUPriorityto7
727mov（sp）+,r1“ReturnAddress”tor1
728mov（sp）,r0参数（u.rsav）tor0
729movsp,r0+sp--->u.rsav[0]
730movr5,r0+r5--->u.rsav[1]
731bic$340设置CPUPriorityto0
732jmp（r1）return
【代码示例2】：
696_copyses:
697movPS,-（sp）在栈中保存PS
698movUISA0,-（sp）保存UISA0
699movUISA1,-（-sp）保存UISA1
700mov$30340,PS设置PS
701mov10（sp）,UISA0参数1--->UISA0
702mov12（sp）,UISA1参数2--->UISA1
703movUISD0,-（sp）保存UISD0
704movUISD1,-（sp）保存UISD1
705mov$6,UISD06--->UISD0
706mov$6,UISD16--->UISD1
707……
这里的陷阱是：
（1）对栈使用了两种寻址：
“-sp”、“10（sp）”的单位是不同的，-sp会移动一个word（2bytes）；而10（sp）中的10是以byte为单位的。
（2）10（sp）、12（sp）中的10、12为octal，即8dec、10dec。
PDP11在硬件上对这种栈结构的形成提供了便利——它提供了jsr和rts指令，以完成子函数的调用和返回。
这两个指令比较复杂，简单的用法：
（1）jsrpc,gword——当前pc压栈，然后将pc设置为gword（即跳到gword处）
（2）rtspc——从栈顶弹回pc
更复杂一些的，如：
0558:
klin:
jsrr0,call;_klrint
（1）r0压栈；
（2）r0-<--updatedpc（即（r0）==_klrint）
（3）pc<----call
这样r0的内容可以作为参数带入。
【思考题】：
ReturnAddress处于栈顶，“被调用程序”可直接使用rts指令Return回调用程序。
那末，栈由谁负责清理呢？
2.进程的分段：
（1）Text
正文段，可执行语句都在此段中。
写保护，可重用。
即一个程序启动两个进行，则这两个进程可重用Text段。
（2）Data
数据段，存放初始化的数据。
Data段紧跟在Text段之后。
但由于Text段一般为写保护，故如其未满一page，该page也会被Text段保留。
所以，Date的起始地址为Text段后的第一个8K边界。
（3）Bss
存放程序中未初始化的全局变量的一块内存区域，一般在初始化时将会清零。
紧跟在Data段之后。
Data段往往是（可执行）文件的一部分，当可执行文件Load入系统后，data段就由文件内的内容进行了初始化。
bss段不同，在文件中没有这部分的内容，因此，Load入系统时，这部分的内容未经初始化。
以上并非进程的全部空间，例如，还有stacksegment、PPDA（进程数据区）等等，我们将来还会谈到。
unixv6定义了“_edata”和“_end”两个伪变量，分别表示“内核启动进程”的数据段以及数据段加上bss段的长度，如图所示：
最后，顺便谈一下“.”和“^”的用法。
我们已经遇到过这个两个符号了：
（1）“.”表示当前地址（位置）；
（2）“^”用于给当前地址赋值。
代码示例：
1463.bssFollowingisthecontentofbsssegment
1464/*-------------------------------*/
1465.globlnofault,ssr,badtrap声明三个符号为全局符号
1466nofault:
.=.+2当前地址=当前地址+2，即保留2个Byte，初始化为0
1467ssr:
.=.+6当前地址=当前地址+6，即保留2个Byte，初始化为0
1468badtrap:
.=.+2……
507.=0^.当前地址=0octal
br1f
4指令IOT。
执行20octal的中断。
…
.=40^.当前地址设置为40octal
（莱昂氏unix源代码分析导读-7）c语言若干问题
Unix的开创者之一丹尼斯-里奇，同时也是C语言的老祖宗。
他把c语言引入了unix，从而开辟了一个崭新的时代。
C语言和unix的关系，真真称的上是鱼水情深，密不可分。
毫不夸张的说，是c语言成就了unix，而同时也是
unix成就了c语言。
大家对这门语言自然是十分熟悉，但在这里我还是要多说几句。
首先，我们所分析的代码写于70年代初中期，其时c语言也刚刚成型，其语法与现在的c语言稍有不同，比如：
（1）+=、-=、/=等运算符的写法不同，记为=+、=-、=/等等；
（2）看起来当时还没有long这一数据类型。
因此，在记录一些可能会超出1个word（16bits）的数据时，
往往会使用2个变量来进行存放。
比如，对文件size，在structinode中使用了两个变量：
5611:
chari_size0;//文件size高8bits
5612:
char*i_size1;//文件size低16bits
还有一种常见的情形是使用两个word来模拟一个32bits数。
unix甚至提供了一套函数来完成这类数
的加、减等算术操作。
（3）现代c语言是个强类型语言，而当时的c语言类型没有现在这么强。
对指针而言，尤其如此。
而对指针
类型放松类型校验的结果是使指针的使用极其灵活高效，进行低层操作时显得得心应手。
如下面的例子：
0164:
#definePS0177776//0177776即为PS寄存器的逻辑地址
//源码中有大量此类deviceregister的定义，其特点是
//都位于第8个逻辑page（会被映射到高地址空间）
0175:
struct{intinteg;};
2070:
s=PS->integ;
PS仅是一个常数地址，无需定义就可以按指针方式进行使用，而通过一个无名strut，PS获得了
指针类型——指向integer的指针。
最后来看一下函数的call和Return时通用寄存器的保存和恢复，这部分内容在书中的10.6小节，有简洁的说明，
请先翻到该小节，看看莱昂的描述。
下面我举例说明一下函数调用期间栈的变化情况。
为简单起见，我们使
用一个没有参数的函数来进行说明。
假设有一个C语句定义的函数fun（），在调用此函数时：
（1）jsrpc,func
（2）func函数开头会调用jsrr5,csv
（3）csv代码如下：
1420:
csv:
1421:
movr5,r0
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