操作系统ucore lab7实验报告

操作系统lab7实验报告

lab6完成了用户进程的调度框架和调度算法的具体实现，即到lab6位置，ucore系统已经可以同事调度运行多个程序。但是这又引来了一个新的问题，那就是当多个同时运行的进程要协同操作或是访问共享内存的时候，如何解决同步和有序竞争的问题。

本次实验的主要就是解决进程的同步问题

练习0:填写已有实验

同样使用一款名为

meld

的软件进行对比即可，大致截图如下：



这里把需要填充的文件罗列如下：

proc.c
default_pmm.c
pmm.c
swap_fifo.c
vmm.c
trap.c
sche.c

另外需要说明的是，上述需要填充的部分，不需要在以前的基础上再额外加以修改，直接讲lab1-lab6的代码根据对比复制过来即可。

练习1 理解内核级信号量的实现和基于内核级信号量的哲学家就餐问题

在完成本练习之前，先说明下什么是哲学家就餐问题

哲学家就餐问题，即有五个哲学家,他们的生活方式是交替地进行思考和进餐。哲学家们公用一张圆桌,周围放有五把椅子,每人坐一把。在圆桌上有五个碗和五根筷子,当一个哲学家思考时,他不与其他人交谈,饥饿时便试图取用其左、右最靠近他的筷子,但他可能一根都拿不到。只有在他拿到两根筷子时,方能进餐,进餐完后,放下筷子又继续思考。

在分析之前先对信号量进行简介，直接看信号量的伪代码如下

struct semaphore {
int count;
queueType queue;
};

void P(semaphore S){
S.count--；
if (S.count<0) {
把进程置为睡眠态；
将进程的PCB插入到S.queue的队尾；
调度，让出CPU；
}
}

void V(semaphore S){
S.count++；
if (S.count≤0) {
唤醒在S.queue上等待的第一个进程；
}
}

基于上诉信号量实现可以认为，当多个进程可以进行互斥或同步合作时，一个进程会由于无法满足信号量设置的某条件而在某一位置停止，直到它接收到一个特定的信号（表明条件满足了）。为了发信号，需要使用一个称作信号量的特殊变量。为通过信号量s传送信号，信号量通过V、P操作来修改传送信号量。

接下来进入代码的分析。

lab7和之前的lab6的总体步骤基本没有多大的变化，开始的执行流程都与实验六相同，而二者的差异主要是从，而我们跟着代码继续往下看，一直到创建第二个内核线程init_main时，我们可以看到，init_main的内容有一定的修改，函数在开始执行调度之前多执行了一个check_sync函数，check_sync函数如下：

void check_sync(void){

int i;

//check semaphore
sem_init(&mutex, 1);
for(i=0;i<N;i++){d
sem_init(&s[i], 0);
int pid = kernel_thread(philosopher_using_semaphore, (void *)i, 0);
if (pid <= 0) {
panic("create No.%d philosopher_using_semaphore failed.\n");
}
philosopher_proc_sema[i] = find_proc(pid);
set_proc_name(philosopher_proc_sema[i], "philosopher_sema_proc");
}

//check condition variable
monitor_init(&mt, N);
for(i=0;i<N;i++){
state_condvar[i]=THINKING;
int pid = kernel_thread(philosopher_using_condvar, (void *)i, 0);
if (pid <= 0) {
panic("create No.%d philosopher_using_condvar failed.\n");
}
philosopher_proc_condvar[i] = find_proc(pid);
set_proc_name(philosopher_proc_condvar[i], "philosopher_condvar_proc");
}
}

根据注释可以看到，该函数分为了两个部分，第一部分是实现基于信号量的哲学家问题,第二部分是实现基于管程的哲学家问题。

练习1要求分析基于信号量的哲学家问题，这里我们先只用看该函数的前半部分。

首先实现初始化了一个互斥信号量，然后创建了对应5个哲学家行为的5个信号量，并创建5个内核线程代表5个哲学家，每个内核线程完成了基于信号量的哲学家吃饭睡觉思考行为实现。现在我们继续跟进philosopher_using_semaphore函数观察它的具体实现。

int philosopher_using_semaphore(void * arg) /* i：哲学家号码，从0到N-1 */
{
int i, iter=0;
i=(int)arg;
cprintf("I am No.%d philosopher_sema\n",i);
while(iter++<TIMES)/* 无限循环 */
{
cprintf("Iter %d, No.%d philosopher_sema is thinking\n",iter,i); // 哲学家正在思考
do_sleep(SLEEP_TIME);
phi_take_forks_sema(i); // 需要两只叉子，或者阻塞
cprintf("Iter %d, No.%d philosopher_sema is eating\n",iter,i); // 进餐
do_sleep(SLEEP_TIME);
phi_put_forks_sema(i); // 把两把叉子同时放回桌子
}
cprintf("No.%d philosopher_sema quit\n",i);
return 0;
}

看到核心就是phi_take_forks_sema和phi_put_forks_sema两个函数，具体的函数注释如下：

void phi_take_forks_sema(int i) /* i：哲学家号码从0到N-1 */
{
down(&mutex); /* 进入临界区 */
state_sema[i]=HUNGRY; /* 记录下哲学家i饥饿的事实 */
phi_test_sema(i); /* 试图得到两只叉子 */
up(&mutex); /* 离开临界区 */
down(&s[i]); /* 如果得不到叉子就阻塞 */
}

void phi_put_forks_sema(int i) /* i：哲学家号码从0到N-1 */
{
down(&mutex); /* 进入临界区 */
state_sema[i]=THINKING; /* 哲学家进餐结束 */
phi_test_sema(LEFT); /* 看一下左邻居现在是否能进餐 */
phi_test_sema(RIGHT); /* 看一下右邻居现在是否能进餐 */
up(&mutex); /* 离开临界区 */
}

而这里到了信号量的核心部分，就是上述代码中的up和down函数就分别调用了

__up

函数和

__down

函数，而这两个函数分别对应着信号量的V，P操作。

先看

__up

函数，它实现了信号量的的V操作

static __noinline void __up(semaphore_t *sem, uint32_t wait_state) {
bool intr_flag;
local_intr_save(intr_flag);//关闭中断

{
wait_t *wait;
if ((wait = wait_queue_first(&(sem->wait_queue))) == NULL) {//没有进程等待
sem->value ++;//信号量的value加一
}
else {//有进程在等待
assert(wait->proc->wait_state == wait_state);
wakeup_wait(&(sem->wait_queue), wait, wait_state, 1);//将`wait_queue`中等待的第一个wait删除，并将该进程唤醒
}
}
local_intr_restore(intr_flag);//开启中断返回
}

首先通过

local_intr_save

函数关闭中断，如果信号量对应的

wait queue

中没有进程在等待，直接把信号量的value加一，然后通过

local_intr_restore

函数开中断返回。如果有进程在等待且进程等待的原因是semophore设置的，则调用

wakeup_wait

函数将

wait_queue

中等待的第一个wait删除，且把此wait关联的进程唤醒，最后通过

local_intr_restore

函数开中断返回。

再来看看

__down

函数，它实现了信号量的P操作

static __noinline uint32_t __down(semaphore_t *sem, uint32_t wait_state) {
bool intr_flag;
local_intr_save(intr_flag);  //关掉中断
if (sem->value > 0) {//当前信号量value大于0
sem->value --;//直接让value减一
local_intr_restore(intr_flag);//开中断返回
return 0;
}
//当前信号量value小于等于0，表明无法获得信号量
wait_t __wait, *wait = &__wait;
wait_current_set(&(sem->wait_queue), wait, wait_state);//将当前的进程加入到等待队列中
local_intr_restore(intr_flag);//打开中断

schedule();//运行调度器选择其他进程执行

local_intr_save(intr_flag);//关中断
wait_current_del(&(sem->wait_queue), wait);//被V操作唤醒，从等待队列移除
local_intr_restore(intr_flag);//开中断

if (wait->wakeup_flags != wait_state) {
return wait->wakeup_flags;
}
return 0;
}

首先关掉中断，然后判断当前信号量的value是否大于0。如果是大于0，则表明可以获得信号量，故让value减一，并打开中断返回即可；如果小于0，则表明无法获得信号量，故需要将当前的进程加入到等待队列中，并打开中断，然后运行调度器选择另外一个进程执行。如果被V操作唤醒，则把自身关联的wait从等待队列中删除（此过程需要先关中断，完成后开中断）

至此，基于信号量的哲学家问题的解决就分析完毕了。

练习2 完成内核级条件变量和基于内核级条件变量的哲学家就餐问题

即要求首先掌握管程机制,然后基于信号量实现完成条件变量实现,然后用管程机制实现哲学家就餐问题的解决方案。

管程，即定义了一个数据结构和能为并发进程所执行(在该数据结构上)的一组操作,这组操作能同步进程和改变管程中的数据。

管程相当于一个隔离区，它把共享变量和对它进行操作的若干个过程围了起来，所有进程要访问临界资源时，都必须经过管程才能进入，而管程每次只允许一个进程进入管程,从而需要确保进程之间互斥。

管程主要由这四个部分组成

1、管程内部的共享变量;

2、管程内部的条件变量;

3、管程内部并发执行的进程;

4、对局部于管程内部的共享数据设置初始值的语句。

所谓条件变量，即将等待队列和睡眠条件包装在一起，就形成了一种新的同步机制，称为条件变量。个条件变量CV可理解为一个进程的等待队列,队列中的进程正等待某个条件C变为真。

每个条件变量关联着一个断言

Pc

。当一个进程等待一个条件变量,该进程不算作占用了该管程,因而其它进程可以进入该管程执行,改变管程的状态,通知条件变量CV其关联的断言Pc在当前状态下为真。

因而条件变量两种操作如下：

- wait_cv: 被一个进程调用,以等待断言Pc被满足后该进程可恢复执行. 进程挂在该条件变量上等待时,不被认为是占用了管程。

- 被一个进程调用,以指出断言Pc现在为真,从而可以唤醒等待断言Pc被满足的进程继续执行。

大概了解了原理之后，接下来我们开始分析具体的代码。

ucore中的管程机制是基于信号量和条件变量来实现的。管程的数据结构monitor_t如下：

typedef struct monitor{
semaphore_t mutex;      // 二值信号量，只允许一个进程进入管程，初始化为1
semaphore_t next;       //配合cv，用于进程同步操作的信号量
int next_count;         // 睡眠的进程数量
condvar_t *cv;          // 条件变量cv
} monitor_t;

管程中的条件变量cv通过执行wait_cv，会使得等待某个条件C为真的进程能够离开管程并睡眠，且让其他进程进入管程继续执行；而进入管程的某进程设置条件C为真并执行

signal_cv

时，能够让等待某个条件C为真的睡眠进程被唤醒，从而继续进入管程中执行。发出signal_cv的进程A会唤醒睡眠进程B，进程B执行会导致进程A睡眠，直到进程B离开管程，进程A才能继续执行，这个同步过程是通过信号量next完成的；而next_count表示了由于发出singal_cv而睡眠的进程个数。

条件变量

condvar_t

的数据结构如下：

typedef struct condvar{
semaphore_t sem; //用于发出wait_cv操作的等待某个条件C为真的进程睡眠
int count;       // 在这个条件变量上的睡眠进程的个数
monitor_t * owner; // 此条件变量的宿主管程
} condvar_t;

分析完数据结构之后，我们开始分析管程的实现。

ucore设计实现了条件变量

wait_cv

操作和

signal_cv

操作对应的具体函数，即

cond_wait

函数和

cond_signal

函数，此外还有

cond_init

初始化函数。

先看看

cond_signal

函数，实现如下：

void
cond_signal (condvar_t *cvp) {
cprintf("cond_signal begin: cvp %x, cvp->count %d, cvp->owner->next_count %d\n", cvp, cvp->count, cvp->owner->next_count);
if(cvp->count>0) {  //当前存在睡眠的进程
cvp->owner->next_count ++;//睡眠的进程总数加一
up(&(cvp->sem));//唤醒等待在cv.sem上睡眠的进程
down(&(cvp->owner->next));//把自己睡眠
cvp->owner->next_count --;//睡醒后等待此条件的睡眠进程个数减一
}
cprintf("cond_signal end: cvp %x, cvp->count %d, cvp->owner->next_count %d\n", cvp, cvp->count, cvp->owner->next_count);
}

首先进程B判断

cv.count

，如果不大于0，则表示当前没有睡眠的进程，因此就没有被唤醒的对象了，直接函数返回即可；

如果大于0，这表示当前有睡眠的进程A，因此需要唤醒等待在

cv.sem

上睡眠的进程A。由于只允许一个进程在管程中执行，所以一旦进程B唤醒了别人（进程A），那么自己就需要睡眠。故让

monitor.next_count

加一，且让自己（进程B）睡在信号量

monitor.next

上。如果睡醒了，这让

monitor.next_count

减一。

同样，再来看看

cond_wait

函数，实现如下：

void
cond_wait (condvar_t *cvp) {
//LAB7 EXERCISE1: YOUR CODE
cprintf("cond_wait begin:  cvp %x, cvp->count %d, cvp->owner->next_count %d\n", cvp, cvp->count, cvp->owner->next_count);
cvp->count++;//需要睡眠的进程个数加一
if(cvp->owner->next_count > 0)
up(&(cvp->owner->next));//唤醒进程链表中的下一个进程
else
up(&(cvp->owner->mutex));//否则唤醒睡在monitor.mutex上的进程
down(&(cvp->sem));//将自己睡眠
cvp->count --;//睡醒后等待此条件的睡眠进程个数减一
cprintf("cond_wait end:  cvp %x, cvp->count %d, cvp->owner->next_count %d\n", cvp, cvp->count, cvp->owner->next_count);
}

可以看出如果进程A执行了

cond_wait

函数，表示此进程等待某个条件C不为真，需要睡眠。因此表示等待此条件的睡眠进程个数cv.count要加一。接下来会出现两种情况。

情况一：如果

monitor.next_count

如果大于0，表示有大于等于1个进程执行

cond_signal

函数且睡着了，就睡在了

monitor.next

信号量上。假定这些进程形成S进程链表。因此需要唤醒S进程链表中的一个进程B。然后进程A睡在

cv.sem

上，如果睡醒了，则让

cv.count

减一，表示等待此条件的睡眠进程个数少了一个，可继续执行。

情况二：如果

monitor.next_count

如果小于等于0，表示目前没有进程执行

cond_signal

函数且睡着了，那需要唤醒的是由于互斥条件限制而无法进入管程的进程，所以要唤醒睡在

monitor.mutex

上的进程。然后进程A睡在

cv.sem

上，如果睡醒了，则让

cv.count

减一，表示等待此条件的睡眠进程个数少了一个，可继续执行了！

这样我们就可以在此基础上继续完成哲学家就餐问题的解决了，主要是就是如下的两个函数：

void phi_take_forks_condvar(int i) {
down(&(mtp->mutex));  //通过P操作进入临界区
state_condvar[i]=HUNGRY; //记录下哲学家i是否饥饿，即处于等待状态拿叉子
phi_test_condvar(i);
while (state_condvar[i] != EATING) {
cprintf("phi_take_forks_condvar: %d didn't get fork and will wait\n",i);
cond_wait(&mtp->cv[i]);//如果得不到叉子就睡眠
}
//如果存在睡眠的进程则那么将之唤醒
if(mtp->next_count>0)
up(&(mtp->next));
else
up(&(mtp->mutex));
}

void phi_put_forks_condvar(int i) {
down(&(mtp->mutex));//通过P操作进入临界区

state_condvar[i]=THINKING;//记录进餐结束的状态
phi_test_condvar(LEFT);//看一下左边哲学家现在是否能进餐
phi_test_condvar(RIGHT);//看一下右边哲学家现在是否能进餐
//如果有哲学家睡眠就予以唤醒
if(mtp->next_count>0)
up(&(mtp->next));
else
up(&(mtp->mutex));
}

至此，基于条件变量的哲学家就餐问题也得以解决。

实验结果

通过

make qemu

得到结果如下图：





对比实验指导书，实验成功！