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Syscall在xv6-k210中的实现与执行

Syscall是如何实现与执行的呢？以下从用户程序出发，分析在xv6-k210中系统调用的过程。

一、Syscall的封装与使用

使用C语言编写用户程序时，可以直接编写内联汇编的形式，执行ecall指令，但这不够美观便捷。 xv6-k210将系统调用的汇编指令段进行了封装，提供了一个C函数的接口，在用户程序中，可以直接像使用普通函数一样调用，包括传递参数和接收返回值。

在xv6-user/user.h中，声明了各个Syscall封装后的函数接口。在用户程序中包含该头文件，即可使用其中的函数。

// xv6-user/user.h
int fork(void);
int exit(int) __attribute__((noreturn));
int wait(int*);
int pipe(int*);
int write(int, const void*, int);
int read(int, void*, int);
......

这些函数又是怎么实现的呢？xv6-k210使用了perl语言脚本（xv6-user/usys.pl），重定向输出生成一个汇编源文件，这些函数就是在其中实现的。不需要perl语言的知识，也能大致理解该文件中代码的含义。文件中部分代码如下：

print "#include \"kernel/include/syscall.h\"\n";

sub entry {
    my $name = shift;
    print ".global $name\n";
    print "${name}:\n";
    print " li a7, SYS_${name}\n";
    print " ecall\n";
    print " ret\n";
}
    
entry("fork");
entry("exit");
entry("wait");
......

其中sub就是perl语言中的函数定义。这里不深究perl语言的语法含义，只需知道，在xv6-k210编译时，通过将print函数的输出重定向至一个汇编源文件（具体可查看Makefile），该文件中将会生成若干类似下述的汇编片段：

#include "kernel/include/syscall.h"
.global fork
fork:
    li a7, SYS_fork
    ecall
    ret
.global exit
exit:
    li a7, SYS_exit
    ecall
    ret
......

这就实现了xv6-user/user.h中声明的函数。此处包含了kernel/include/syscall.h文件，因为该文件中宏定义了各个系统调用的调用号。

// System call numbers
#define SYS_fork    1
#define SYS_exit    2
#define SYS_wait    3
......

综上所述，我们知道xv6-k210为用户程序提供了ecall指令的封装，使得用户程序可以很方便地请求系统调用。这里可能会有疑问，系统调用需要的参数该怎么办呢？RISC-V体系提供了数量不少的寄存器，函数调用所需的参数通常通过寄存器传递。后续内容会提到，用户进程在trap后会在进程控制块中保存寄存器现场，系统调用的参数也就存放在里头，可以被访问获取。

二、特权态的转换的处理

RISC-V的处理器在发生trap后会自动完成若干行为（详见此处），但硬件并没有完成我们所需的所有操作，例如寄存器现场保护，还需进一步通过软件方式实现。根据xv6-k210的页表与内存映射机制，我们知道，在用户程序虚拟地址空间的最高地址中，映射了TRAMPOLINE和TRAPFRAME两个特殊的页面，这两个页面与特权态的转换相关。 TRAMPOLINE对应的物理页中，存放着一些代码（见kernel/trampoline.S），包括uservec和userret两个函数。其中，uservec函数的入口地址存放在stvec寄存器中，也就是S模式trap处理函数的入口地址寄存器。当执行ecall指令后，pc会被设置为stvec中的值，系统就会进入uservec函数。该函数主要有以下工作：

在用户进程的TRAPFRAME中，保存用户进程的工作空间（即各个寄存器的内容）；
加载TRAPFRAME中保存的内核所需寄存器内容，如内核栈栈顶、内核态页表等。

随后，该函数通过jr指令跳转到usertrap函数（定义在kernel/trap.c中）。Trampoline为“蹦床”之意，由此看来还挺形象的。

三、Syscall的执行

在usertrap函数中进行一些后续操作后，可看到以下代码片段：

......
struct proc *p = myproc();
p->trapframe->epc = r_sepc();
if (r_scause() == 8) {
    if (p->killed)
        exit(-1);
    p->trapframe->epc += 4;
    intr_on();
    syscall();
}
......

这里首先获取该用户进程的进程控制块，该结构中也有对其TRAPFRAME的引用。发生trap时，寄存器pc的值已经保存在sepc中，这里再将其保存在进程的TRAPFRAME中（以防再次发生trap）。随后读取S模式CSRs中的scause寄存器，其值为trap产生的原因。当该值为8时，对应的就是syscall。由于syscall返回时是回到ecall指令的下一条指令，因此这里将epc的值加4。至此，已经明确不是外设中断，可以通过intr_on将中断打开。接下来进入系统调用的处理函数syscall（在kernel/syscall.c中定义），函数体如下：

void syscall(void)
{
    int num;
    struct proc *p = myproc();
    num = p->trapframe->a7;
    if(num > 0 && num < NELEM(syscalls) && syscalls[num]) {
        p->trapframe->a0 = syscalls[num]();
    } else {
        printf("%d %s: unknown sys call %d\n", p->pid, p->name, num);
        p->trapframe->a0 = -1;
    }
}

该函数首先获取当前进程的进程控制块，其TRAPFRAME中保存的a7寄存器的值就是请求的系统调用号。检测该值的合法性后，调用相应的函数，函数返回值直接写入TRAPFRAME的a0寄存器。a0寄存器是RISC-V中约定的返回值寄存器，当返回用户态时，通过该寄存器就可以获得系统调用的返回结果，就如同普通的函数调用一样。

注意到上述代码中有一个syscalls[]数组，这就是所谓的系统调用表，实际上就是一个函数指针数组，指向各个系统调用的功能函数。该数组和其中的内容也是在kernel/syscall.c中声明，而系统调用号在kernel/include/syscall.h中声明，部分内容如下：

extern uint64 sys_fork(void);
extern uint64 sys_exit(void);
extern uint64 sys_wait(void);
......

static uint64 (*syscalls[])(void) = {
    [SYS_fork]    sys_fork,
    [SYS_exit]    sys_exit,
    [SYS_wait]    sys_wait,
    ......
};

我们注意到，这里的函数都是无参数的，而有的系统调用是需要参数的，如何解决这一问题呢？实际上，参数的获取可以由各功能函数自行完成，kernel/syscall.c中也提供了相关的辅助函数（如argint）。在需要参数的系统调用功能函数中，通过myproc函数获取进程的控制块，其TRAPFRAME中保存中断时各通用寄存器的值，对通过寄存器传递的参数，可直接在其中找到；若参数是指针值，还需要其指向的实际内容，则先通过进程控制块中保存的页表起始地址，找到进程的页表，再由页表将该指针值（虚拟地址）转换成物理地址，即可找到其实际指向的内容，完成系统调用的具体功能。

四、返回用户模式

系统功能调用完成后，从syscall函数返回到usertrap函数，该函数进行其他操作后，调用usertrapret（也定义在kernel/trap.c中）。这一函数则为返回U模式做准备，包括设置S模式部分CSRs寄存器、在进程TRAPFRAME中保存进程在S模式下所需寄存器的值、重设epc寄存器等，最后，需要调用kernel/trampoline.S中的另一个函数——userret，其需要两个参数，一个是TRAPFRAME在用户空间的虚拟地址（由宏定义），另一个是用户进程的页表在内核中的地址（已经格式化为正确形式）。

在跳转到userret函数后，首先将用户页表还原至页表寄存器satp，并刷新TLB。之后就可以使用虚拟地址，将TRAPFRAME中保存的各个寄存器还原至对应寄存器，最后使用sret指令，返回到用户模式，一个Syscall到这里就完成了。

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