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Background

大体流程如下图所示，显然这时候start_process无法被调度到。

 然后start_process 里面load .out文件

（.o文件就是对象文件,是可重定向文件的一种,通常以ELF格式保存，里面包含了对各个函数的入口标记，描述，当程序要执行时还需要链接(link).链接就是把多个.o文件链成一个可执行文件out）

ELF格式

先创造pagetable，然后加载headr（记录结构）到内存，然后解析data,bss，text到内存，然后初始化栈。

如何进入和退出内核态

 通过栈来保存寄存器的值。

 这就是大体背景

1.参数传递

简单说就是把参数压栈

 因为这个最初的函数不会return

2.系统调用

通过int 触发，然后有系统调用编号 NUMBER 加 0-3 个参数 ARG[0-3]。这些参数由调用者通过 pushl 指令直接压入栈，syscall_handler() 中，要从参数 interrupt frame 的 ESP 中提取这些参数。

然后就是各种操作了

exit syscall就是把这个进程退出（因为pintos一个进程里只能有一个线程），然后设置这个进程的错误码

 

大体结构如图

然后就是文件系统调用了

因为目前文件系统不支持并发读取，所以我在文件系统加了一把大锁，然后进行读取，这一部分就是调用api，没什么好说的

 就是我们要维护一下fd和file直接的关系

所以我们就要在thread上做一个结构，file_list来做

然后我们要在进程执行过程中锁住可执行文件，不让他被修改，也就是load时上锁，然后在当前线程上记录一下文件，然后在进程退出时，解锁，或者关闭就行。

 

3.访存检查

第一种在访问用户指针的内存前先做合法性检查：地址是否属于用户内存区域（小于 PHYS_BASE）以及地址是否属于当前进程的内存区域；第二种是仅做前者的检查然后就访问，如果不合法会引发 page fault，然后再处理这个异常。 

如果在内核态下触发page fault我们就认为是访存不合法。 

我们现在可以通过page_fault来验证，利用mmu

因为这个解引用在内核里面，然后在用户态，解引用会自动page faut分配，而内核态则不会！也就是说传入的东西，要先在用户态分配，而不是一个非法指针，不是属于当前进程的内存区域。

结果