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模式

CPU在硬件层提供强隔离的模式，例如RISC-V提供三种模式

级别	名称	谁在用
3	M-mode（机器模式）	上电引导代码、固件
1	S-mode（监督者模式）	xv6 内核主体
0	U-mode（用户模式）	用户进程

这个状态通常存于CPU的某一个寄存器中，例如00表示U-mode，01表示S-mode，11表示M-mode

CPU位于高权限级别时可以执行特定的特权指令

启动

上电

使用的XV6-RISCV运行在QEMU模拟器上

编译内核时，内核相当于产出一个完整的大ELF可执行文件，其中kernel.ld指定_entry放置于0x80000000物理地址

QEMU执行时，读取内核的ELF文件，默认从0x80000000开始执行，正好是_entry代码

CPU 从 _entry 取第一条指令

建栈

所有CPU都从_entry开始同步执行

_entry主要作用在于为CPU指定栈空间

栈空间的建立已在编译链接阶段完成，位于kernel/start.c中定义char stack0[4096 * NCPU]已经在静态区提前分配了栈空间

_entry将每个CPU各自的sp栈指针设置为sp = stack0 + ((hartid + 1) * 4096)，其中hartid是CPU的编号

sp指向所属栈中一个4096字节的空间顶部，随后向下增长

_entry执行完毕call start

kernel/entry.S:7-19：

_entry:
        # sp = stack0 + ((hartid + 1) * 4096)
        la sp, stack0           # sp 指向数组起始
        li a0, 1024*4           # a0 = 4096（每个 CPU 栈的大小）
        csrr a1, mhartid        # 读出自己是第几个 CPU
        addi a1, a1, 1
        mul a0, a0, a1
        add sp, sp, a0          # sp = stack0 + (hartid+1)*4096
        call start              # 跳进 C 代码
spin:
        j spin                  # 万一 start() 返回，就在这里死循环

准备

此时CPU处于M-mode，需要完成机器态才能做到事情，然后跳转到S-mode

内容包括

设 mstatus.MPP=S、mepc=main、satp=0 关分页、委托中断/异常给 S、配 PMP 和时钟 timerinit()、把 hartid 存 tp；最后 mret 伪装修好”上次从 S 被调来”的现场

完成之后，CPU由M→S降级，随后跳转到main()函数

main函数

每个CPU都会跳到main()函数执行，但是只有CPU0会做全套初始化，其余CPU自旋等待

kernel/main.c:10-45：

void main()
{
  if (cpuid() == 0) {              // 只有 0 号 CPU 做全局初始化
    consoleinit();     // 控制台
    printkinit();
    kinit();           // 物理页分配器
    kvminit();         // 建内核页表
    kvminithart();     // 打开分页
    procinit();        // 进程表
    trapinit();        // trap 向量
    trapinithart();
    plicinit();        // 中断控制器
    binit(); iinit(); fileinit();  // 磁盘缓存/inode/文件表
    virtio_disk_init();// 模拟硬盘
    userinit();        // 第一个用户进程  ★
    __atomic_store_n(&started, 1, __ATOMIC_RELEASE);
  } else {
    while (__atomic_load_n(&started, __ATOMIC_ACQUIRE) == 0) ;         // 其它核等 0 号核干完
    kvminithart(); trapinithart(); plicinithart();
  }
  scheduler();         // 进入调度器，不再返回 ★
}

注意从这开始才打开分页（kvminithart），此后虚拟地址才不等于物理地址

第一个进程

userinit()

CPU0在main()中调用userinit()创建第一个用户进程

kernel/proc.c:217-231：

void userinit(void)
{
  struct proc *p;
  p = allocproc();       // 拿到一个 PCB
  initproc = p;
  p->cwd = namei("/");   // 工作目录设为根目录
  p->state = RUNNABLE;   // 标记为可运行，等待被调度
  release(&p->lock);
}

注意此时没有加载任何用户程序，它只靠 allocproc()（proc.c:109-150）创建了一个”骨架”进程

allocproc设置p->context.ra = (uint64)forkret使得这个进程将来第一次被调度时，CPU 会从 forkret 开始执行此时进程状态被标记为RUNNABLE

scheduler()

CPU0调用完userinit()与其余CPU一起进入scheduler()

scheduler()是一个死循环，循环中不断寻找RUNNABLE状态的进程，找到后调用swtch()切换到该进程

swtch（swtch.S）做的就是保存当前 CPU 的寄存器到 c->context，再从 p->context 恢复寄存器。而 p->context 里 ra=forkret、sp=内核栈顶，所以 CPU 一恢复，下一条要执行的指令就是 forkret()

forkret()

forkret() 用 static first 保证只执行一次

fsinit() 初始化文件系统，然后 kexec("/init") 把 /init 的 ELF 读进当前进程页表，系统即将执行用户态的/init程序

之后 prepare_return()等等，用 sret 完成 S→U，进入用户态

/init

/init 是第一个用户进程

在需要时创建标识符为0,1,2的三个文件描述符
fork出一个子进程，子进程执行/sh
自己等待子进程结束，如果结束在死循环中再次fork出一个子进程执行/sh

user/init.c:14-53：

int main(void)
{
  if (open("console", O_RDWR) < 0) {
    mknod("console", CONSOLE, 0);   // 需要则创建设备文件
    open("console", O_RDWR);        // 打开它
  }
  dup(0); dup(0);                   // 让它同时是 fd 0,1,2（标准输入/出/错）
 
  for (;;) {
    printf("init: starting sh\n");
    pid = fork();                    // 生出子进程
    if (pid == 0) {
      exec("sh", argv);              // 子进程变成 shell
      ...
    }
    wait(...);                       // 等 shell 退出；若 shell 挂了就重启它
  }
}

此刻系统启动完毕，shell进程已经运行，用户可以在shell中输入命令