Traps

本实验的主要代码位于：

backtrace：
kernel/printf.c
kernel/riscv.h
alarm：kernel/
sysproc.c：sys_sigalarm & sys_sigreturn
proc.h：proc
proc.c：allocproc
trap.c：usertrap

RISC-V assembly

1：参数寄存器

a0-a7 作为参数寄存器；a2

2：内联

可以看到在 main 中并没有显示地调用 f ，而是直接把结果加载到了 a1：

在 f 中，函数 g 直接被内联：

3：跳转

根据上文，调用 printf 时跳转到 ra 偏离 1586 的位置。如果使用gdb可以更好地体现这点

4：RA

跳转到 printf 后，ra应该等于 38

5：大端小端序

57616 的十六进制刚好是 E110，ASCII码中，r为0x72，l为0x6c，d为0x64

而xv6为小端序，也就是说从地址01，E110排布为：10 E1；0x00646c72从地址03，排布为：72 6c 64 00，所以打印出来为 rld\0

如果xv6为大端序，为了获得相同的输出，i需要更改为：72 6c 64 00。

而 57616 需要吗？gpt给的回答是需要，我觉得应该不用吧，作为一个数字类型怎么存的就怎么取，这些过程应该都是自动的，而不像字符串那么分散的形式

6：缺失参数的pritnf

一个随机值，动态参数中未初始化的变量

Backtrace

一些已知的情报

获取 fp：

请注意，xv6是小端序，而fp指向栈帧顶部，即ra位于fp-8，prev fp位于fp-16

比如：栈帧1-8，则fp指向0

思路

首先调用 r_fp 获取当前fp的值x0，输出一行地址

获取x0-16处的值x1，输出一行地址

获取x1-16…..

直到栈顶，那么如何判断栈顶？xv6按页分配内存，在我们的例子中，stack只占一页，我们只需要判断fp指向的地址是否在同一页——通过使用宏：PGROUNDDOWN对页大小向下取整

顶部的fp可能也只是一个垃圾值，总之，和当前页号不一样就是到达了顶部

注意用%p，注意输出的是返回地址

结果

于是我们可以愉快的把backtrace加入到panic中了

alarm

据说完成只需要几行代码，但是难度是hard，让我试试

一些已知情报

CPU 每次时钟 tick 都会触发 timer interrupt

调用位于地址0处的函数：

1

(*(void(*)())fn)()

内核和用户地址空间是不同的，虽然这在本实验中也没什么影响。特别注意，不要在内核空间调用用户的函数

另外，执行 handler 时，会把用户原来的寄存器覆盖完，需要保存原来的trapframe，并确保在sigreturn时恢复了它们，以及 a0

记得初始化 proc 中新的字段

防止重入，执行 alarm_handler 时不能再次进入~

• alarm_handler 在最后会调用sigreturn。一般的操作系统会自动调用，不需要手动调用

思路

修改proc，添加字段记录总tick、当前tick、handler、timer_trapframe、timer_can_enter，在allocproc中初始化。修改 usertrap，当trap类型为定时器中断时，检查是否设置timer_handler，是则++tick。当tick等于总tick，重置tick，保存trapframe，设置timer_can_enter为0，设置返回指令为：handler中的第一句指令

在 sigreturn 中，需要恢复trapframe，enable timer handler，然后返回一个a0–这是一个系统调用