From fa75ac970cc33a18622b4c75a21e29a4eecdea91 Mon Sep 17 00:00:00 2001
From: shzhxh <shzhxh@163.com>
Date: Mon, 13 Jan 2020 21:55:29 +0800
Subject: [PATCH] update analysis of xv6

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 OS/XV6/专题分析/xv6的系统调用.md | 78 ++++++++++++++++++++++-
 OS/XV6/专题分析/xv6的组织.md       | 23 +++++++
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 create mode 100644 OS/XV6/专题分析/xv6的组织.md

diff --git a/OS/XV6/专题分析/xv6的系统调用.md b/OS/XV6/专题分析/xv6的系统调用.md
index ed09d67..a718318 100644
--- a/OS/XV6/专题分析/xv6的系统调用.md
+++ b/OS/XV6/专题分析/xv6的系统调用.md
@@ -1,3 +1,77 @@
-在user/user.h定义了可用的系统调用。
+#### 从内核态到用户态
+
+在xv6启动的过程中，0号核在main函数里会执行userinit函数，标记initcode处的数据会复制到第一个用户进程的内存空间。标记initcode的数字是一段代码，它对应的内容在user/initcode.S，是要把文件init的内容放到内存里以用户态去执行。文件init编译自user/init.c。
+
+user/init.c把文件sh放到内存里执行。文件sh编译自user/sh.c，把用户输入的命令调入内存中执行，它就是xv6的shell。shell就是不断地使用getcmd函数读取命令行的输入，然后使用runcmd函数来执行命令行的输入。
+
+#### 从用户态到内核态
+
+系统调用怎么从用户态到的内核态呢？文件user/usys.pl生成user/usys.S，usys.S就是用来完成从用户态到内核态的代码。从代码可见，它是通过ecall产生一个异常来进入内核态。只要把usys.S生成的二进制文件链接进用户程序里，就可以使用系统调用了。
+
+#### 进程和内存
+
+相关系统调用的实现请看kernel/sysproc.c。
+
+##### fork
+
+文件位置：kernel/proc.c。作用：创建一个进程。
+
+fork函数一次调用两次返回，这很怪异，因为一般的调用都是只返回一次的。fork从父进程返回很正常，但为什么会从子进程返回呢？这是因为子进程继承了父进程的所有资源，这一句`*(np->tf) = *(p->tf)`相当于子进程复制了父进程运行的“快照”，子进程里也相当于进行了一个fork函数且从下一句开始执行。
+
+1. p为当前进程，np为子进程。
+2. uvmcopy把父进程的内存复制给子进程。
+3. `np->tf->a0 = 0`保证了子进程返回0，因为寄存器a0保存了函数的返回值。
+4. `return pid`对于子进程来说，在汇编层面应该实际执行的返回寄存器a0的值。
+
+##### exit
+
+文件位置：kernel/proc.c。作用：让调用它的进程停止运行。
+
+##### wait
+
+文件位置：kernel/proc.c。作用：等待当前进程的某个子进程退出。
+
+##### exec
+
+文件位置：kernel/exec.c。作用：把硬盘上的程序加载到内存里并执行之。
+
+##### sbrk
+
+文件位置：kernel/sysproc.c。作用：为进程分配内存。
+
+#### 文件系统
+
+相关系统调用的实现请看kernel/sysfile.c。
+
+##### read
+
+文件位置kernel/file.c。作用：从文件描述符所指向的文件读取n个字节。
+
+##### write
+
+文件位置kernel/file.c。作用：从文件描述符所指向的文件写入n个字节。
+
+##### close
+
+##### open
+
+##### pipe
+
+##### dup
+
+##### chdir
+
+##### mkdir
+
+##### mknod
+
+##### fstat
+
+##### link
+
+##### unlink
+
+##### I/O重定向
+
+
 
-在kernel/syscall.h定义系统调用号。
\ No newline at end of file
diff --git a/OS/XV6/专题分析/xv6的组织.md b/OS/XV6/专题分析/xv6的组织.md
new file mode 100644
index 0000000..d4b3609
--- /dev/null
+++ b/OS/XV6/专题分析/xv6的组织.md
@@ -0,0 +1,23 @@
+操作系统有三个需求：多路复用、隔离和交互。本章概述了操作系统如何实现如上三个需求，本章还概述了xv6的进程。xv6-riscv在低层的实现很多是特定于riscv的，比如进程。
+
+#### 抽象物理资源
+
+把物理资源抽象成系统调用接口，可以简化应用程序的编写，并使应用程序相互隔离，实践证明是个比较好的硬件抽象方法。
+
+#### 特权模式和系统调用
+
+应用程序处于用户模式，以被强制隔离。内核处于管理模式，以执行特权指令。CPU从机器模式开始执行，主要是配置计算机。
+
+应用程序通过ecall指令调用内核的功能。应用程序不应知道调用内核功能的内存地址，因为恶意程序可借此威胁系统安全。
+
+#### 内核的组织
+
+操作系统的哪一部分放在管理模式下是设计的一个核心问题，宏内核的设计是把整个操作系统都放在内核里。这样的内核组织方式使得操作系统拥有完整的硬件权限，这有利于操作系统的不同部分间相互协同。但这也使操作系统的不同部分之间的接口变得复杂，从而出容易出现错误。为了减少内核产生错误的风险，仅让少量的操作系统代码运行在管理模式，而让大部分的操作系统都运行在用户模式，这样的内核组织方式叫微内核。
+
+在微内核里，操作系统的大量功能都以服务的形式运行于用户态，其它程序以进程间通信的方式使用操作系统提供的服务。这样内核接口就仅包含少量的低级别的功能，诸如启动程序、发送消息、访问硬件等。
+
+#### xv6的组织
+
+#### 进程概述
+
+#### 第一个进程
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