tzyt的博客

upd@2022/8/18: 本文的第二个实验不完全正确，并且还有很多其他的做法，具体可以见这篇博客中我和博主的讨论。以及博主根据讨论新写的代码。 如果接下来有时间，会把第二部分的代码改掉并添加注释。 upd@2022/9/14：最近把实验的代码放到 github 上了，如果需要参考可以查看这里： https://github.com/ttzytt/xv6-riscv 里面不同的分支就是不同的实验。 Lab9: locks Memory allocator 实验描述 这 lab 的描述也是非常长，所以就不截图了。下面描述一下大概的题意： 在原本的 kalloc() 中，只有一个大锁，我们会维护一个 freelist 链表，如果有任何程序申请内存，都需要竞争 freelist 的锁，以修改 freelist 的内容。具体可见 freelist 和 kalloc() 的实现： 1234567891011121314151617181920212223242526272829303132333435363738394041424344454647484950515253struct run ...

upd@2022/9/14：最近把实验的代码放到 github 上了，如果需要参考可以查看这里： https://github.com/ttzytt/xv6-riscv 里面不同的分支就是不同的实验。 Lab8: Networking 这个 lab 的描述属实是长，不过很多的篇幅都在介绍 E1000 网卡。最终的任务其实很简单，就是实现 E1000 网卡驱动中的 transmit() 和 recv() 函数。 这个 lab 的代码不复杂，但写出来需要对 lab 中的提示有很好的理解。同时，也需要查阅 E1000 的文档。 下面先介绍处理器和 E1000 交互的方法，随后再介绍两个函数的具体实现方法。 E1000 的交互方法 E1000 使用了 DMA（direct memory access）技术，可以直接把接收到的数据包写入计算机的内存，这在数据量大的时候非常有用，可以当作缓存。 在发送时也可以把描述符（见下文）写入内存的特定位置，这样 E1000 就会自己去找到待发送的数据，然后发送。 不管是接收还是发送，数据包都是以描述符数组描述的。在下面的接收和发送部分，会分别介绍接收描述符 ...

upd@2022/9/14：最近把实验的代码放到 github 上了，如果需要参考可以查看这里： https://github.com/ttzytt/xv6-riscv 里面不同的分支就是不同的实验。 Lab7: Multithreading Uthread 实现用户态线程。 因为我们要实现用户态的多线程机制，所以很大程度上可以参考内核态中多线程的实现。 查看 user/uthread.c 后可以发现，基本的框架已经给我们写好了，我们只需要实现一些函数的内容就行了。 那不如先把函数中要实现的内容写出来： thread_switch()： 这个函数和内核中的 swtch() 完全一样，用于切换处理器的上下文。和内核中相同（参考这篇文章），因为执行这个函数的过程是一个正常的函数调用，所以我们不需要保存和交换调用者保存的寄存器。 thread_create() ：这个函数是用于创建新的用户线程的。参考内核态多线程的实现。我们调用 swtch() 后，决定跳转位置的是 ra 寄存器，决定恢复出来的被调用者保存寄存器的是 sp 寄存器。所以，在这个函数中，我们应该合理的设置 ra 寄存 ...

upd@2022/9/14：最近把实验的代码放到 github 上了，如果需要参考可以查看这里： https://github.com/ttzytt/xv6-riscv 里面不同的分支就是不同的实验。 Lab6: Copy-on-Write Fork for xv6 这个 lab 的描述属实是简洁，其实他主要的描述在前面： The problem The fork() system call in xv6 copies all of the parent process’s user-space memory into the child. If the parent is large, copying can take a long time. Worse, the work is often largely wasted; for example, a fork() followed by exec() in the child will cause the child to discard the copied memory, probably without ever ...

upd@2022/9/14：最近把实验的代码放到 github 上了，如果需要参考可以查看这里： https://github.com/ttzytt/xv6-riscv 里面不同的分支就是不同的实验。 Lab5 (2020): lazy page allocation Eliminate allocation from sbrk() 删除 sbrk() 系统调用里实际分配内存的部分。 这个没啥好说的，直接按照提示信息，删掉对 growproc() 的调用就好了，如下： 1234567891011121314uint64sys_sbrk(void){ int addr; int n; if(argint(0, &n) < 0) return -1; addr = myproc()->sz;// if(growproc(n) < 0) <- 这里删掉实际申请内存的部分// return -1; myproc()->sz += n; // 但是把当前进程占用空间扩大 return addr;} 然 ...

前言：今天是 2022/7/25 先庆祝一下博客运行 100 天了。 upd@2022/9/14：最近把实验的代码放到 github 上了，如果需要参考可以查看这里： https://github.com/ttzytt/xv6-riscv 里面不同的分支就是不同的实验。 Lab4: traps RISC-V assembly 先鸽了 Backtrace 实现一个 backtrace() 的函数，如果某个程序调用了这个函数，该函数应该输出这个程序的 “函数调用顺序”，也就是把当前栈中的函数地址按照先后顺序全部打印出来。 做这个实验最主要的还是需要了解函数调用的过程，具体可以参考我之前写的这篇文章。 这里我把那篇文章中最重要的图和视频放在下面（绝对不是水字数），如果你之前比较熟悉函数调用的过程，但是现在忘了，看了之后应该比较容易回忆起来。 实验中，我们需要把函数调用的一个 “链条” 打印出来。 比如有下面这个程序： 123456789101112131415int third(int x){ backtrace(); return x;}i ...

Accurate XOR 思路 题目链接 这个题需要使用到一个异或的性质。我们可以发现，对多个 0 或 1 连续的异或时，只有出现奇数个 1 才能使运算结果为 1。 因为如果出现了偶数个 1，那么对于每一个 1，总是能找到另一个 1 让它们的异或值变为 0 。而 0 的出现不会影响最终的结果，所以如果出现了偶数个 1，最后的结果一定是 0 。 The Xor-value of a node is defined as the bitwise XOR of all the binary values present in the subtree of that node. 题面中的这一句话表明，一个树的异或值被定义为该树下每个节点的异或和。 或者说，设当前树的根节点为 rrr，rrr 有 xxx 个子节点（包括不直接的，比如其子树的孩子），这些子节点的值是 c1∼cxc_1 \sim c_xc1​∼cx​。那么 rrr 的异或值就是： XOR⁡(r)=c1⊕c2…⊕cx−1⊕cx\operatorname{XOR}(r) = c_1 \oplus c_2 \ldots \oplus ...

B. Making Towers 思路 观察题面上给第一个样例提供的图： 可以发现，如果我们要让某种颜色形成一个塔，除非多个相同颜色在 ccc 数组中挨在一起，可以直接向上排布。就一定需要在排布该颜色后，向两侧放一些其他颜色，然后又往相反方向放置，最后使得两个颜色相同的块在一条直线上，大概是下面这样： 1234⬆->->->A⬆<-<-<-A<-<-<-⬆ A->->->⬆ 1 2 ... z 其中， AAA 表示一个颜色的塔，而箭头表示放置颜色块的路径。 观察发现，在放置两个 AAA 之间，需要放置偶数个其他颜色块，下面是解释： 假设第一个 AAA 的位置是 (x,y)(x, y)(x,y)，并且我们往右侧放置的其他颜色块的数量是（也可以是左侧） zzz。 那么为了把第二个 AAA 搞到 (x,y+1)(x, y + 1)(x,y+1) 上，就需要在 (x+1,y)∼(x+z,y)(x + 1, y) \sim (x + z, y)(x+1,y)∼(x+z,y) 和 (x+1,y+1 ...

C. Mark and His Unfinished Essay 思路 这个数据范围显然不能真的去复制字符串，所以要找到一些别的方法。 可以发现，每次在字符串末尾新加上的那一段，都可以通过一个偏移量在前面找到一模一样的。 比如我们可以观察样例中第一个数据的最后一次插入： mark mark mar rkmark\texttt{mark\ mark\ mar\ } \color{red}{\texttt{rkmark}} mark mark mar rkmark 把这个 rkmark\texttt{rkmark}rkmark 中的每个字母都向前移动 999 个位置，就是另一个 rkmark\texttt{rkmark}rkmark，如下： ma rkmark mar rkmark\texttt{ma\ } \textcolor{red}{\texttt{rkmark\ }}\texttt{mar\ } \textcolor{red}{\texttt{rkmark}} ma rkmark mar rkmark 所以我们可以维护一个三元组 (l,r,d)(l, r, d)(l,r,d)，表 ...

upd@2022/9/14：最近把实验的代码放到 github 上了，如果需要参考可以查看这里： https://github.com/ttzytt/xv6-riscv 里面不同的分支就是不同的实验。 注：和页表相关的基础知识在这篇文章中有说，可以参考。 Lab3: page tables Speed up system calls 为了加速系统调用，很多操作系统都会在用户空间内开辟一些只读的虚拟内存，内核会把一些数据分享在这里。这样就可以减少来回在用户态和内核态中切换的操作。我们需要用这个方法给 getpid() 加速。 这个 lab 的大概思路是，在创建进程时，就直接把进程的 pid 放入共享空间中，然后用户查询 pid 时，就不必通过 ecall 跳转到内核了，省去了保存现场等开销。 首先我们需要在用户态的虚拟内存中多添加一页，专门用于储存和内核共享的数据。 创建一个新的虚拟内存到物理内存的映射需要用到 mappages() 函数，这个函数在 kernel/vm.c 中实现： 123456789101112131415161718192021222324252627282 ...

F. Yet Another Problem About Pairs Satisfying an Inequality 思路（来源于官方题解） 观察题目中的不等式 ai<i<aj<ja_i < i < a_j < jai​<i<aj​<j。可以发现，对于数组中的任意元素，只要不符合 ax<xa_x < xax​<x，那就绝对不会和任何的元素组成一个合法的数对。所以我们可以直接跳过不符合 ax<xa_x < xax​<x 的元素。 我们可以把这个不等式拆成三个部分 ai<i,i<aja_i < i, i < a_jai​<i,i<aj​ 和 aj<ja_j < jaj​<j。 那对于所有符合 ax<xa_x < xax​<x 的元素，第一个和最后一个不等式已经满足了，只要找到满足 i<aji < a_ji<aj​ 的元素，就可以构成一个合法数对了。 我们设 aaa 去掉不满足 ax<xa_x < x ...