2. xv6 内核架构概览：进程调度、中断处理与并发基础

在深入调试 spinlock 竞争条件之前，必须建立对 xv6 内核整体架构的清晰认知。本章从进程调度、中断处理与并发模型三个维度，拆解 xv6 的核心运行机制，为后续分析锁竞争提供必要的上下文。

2.1 xv6 内核整体结构

xv6 是一个基于 宏内核 设计的类 Unix 教学操作系统，所有内核服务（进程管理、内存管理、文件系统、设备驱动）运行在同一个内核地址空间，共享同一个页表。这种设计简化了模块间通信，但也意味着任何模块的并发错误都可能影响整个系统。

2.2 进程调度：上下文切换与调度器

xv6 的进程调度采用 协作式 + 时钟中断抢占 的混合模型。每个 CPU 核心运行独立的调度器线程，通过 scheduler() 函数循环选择 RUNNABLE 状态的进程执行。

2.2.1 进程状态机

2.2.2 上下文切换流程

xv6 的上下文切换通过 swtch.S 汇编函数实现，保存当前 CPU 的寄存器状态到 context 结构体，然后恢复目标进程的上下文。关键路径如下：

1. 时钟中断触发：每个 CPU 的定时器中断调用 trap() → usertrap() 或 kerneltrap()。
2. yield() 主动让出：中断处理中调用 yield()，将当前进程状态设为 RUNNABLE，然后调用 sched()。
3. sched() 执行切换：sched() 调用 swtch()，保存当前进程的 context，恢复当前 CPU 调度器线程的 context。
4. scheduler() 选择新进程：调度器遍历进程表，找到下一个 RUNNABLE 进程，调用 swtch() 切换到该进程。

2.3 中断处理：PLIC 与 trap 路径

xv6 运行在 RISC-V 架构上，中断处理分为 U 模式（用户态） 和 S 模式（内核态） 两条路径。所有中断和异常首先进入 stvec 指向的 trampoline.S，然后分发到 usertrap() 或 kerneltrap()。

2.3.1 中断类型与来源

2.3.2 PLIC 中断路由

平台级中断控制器 (PLIC) 负责将外部设备中断路由到指定的 CPU 核心。xv6 在启动时配置 PLIC，使每个 CPU 都能接收所有设备中断，但通过 plic_claim() 和 plic_complete() 实现一次只有一个 CPU 处理一个中断源。

2.4 并发基础：多核环境下的竞争条件

xv6 支持多核 (SMP) 后，并发问题成为内核稳定性的核心挑战。以下三个并发场景是 spinlock 调试的焦点：

2.4.1 三种并发场景

2.4.2 竞争条件示例：kalloc 内存分配器

xv6 的物理内存分配器维护一个空闲页链表 kmem.freelist。在没有锁保护的情况下，两个 CPU 同时调用 kalloc() 会导致：

// 未加锁的 kalloc() 伪代码
void *kalloc(void) {
    struct run *r = kmem.freelist;  // CPU 0 读取 freelist
    // ---- CPU 1 此时也读取 freelist，得到相同地址 ----
    if (r)
        kmem.freelist = r->next;    // CPU 0 更新 freelist
    // ---- CPU 1 也更新 freelist，但 r->next 已被 CPU 0 修改 ----
    return (void*)r;                // 两个 CPU 返回同一块内存！
}

2.5 本章小结：架构与并发的关系

• 宏内核架构 使得所有模块共享地址空间，锁保护成为必需品。
• 进程调度 中的状态切换和上下文保存/恢复必须原子化，否则会导致进程丢失或重复调度。
• 中断处理 的非确定性路由增加了竞争条件复现的难度，调试时需要固定中断亲和性或使用确定性触发。
• 三种并发场景 对应不同的锁使用模式，spinlock 是解决 CPU vs CPU 和 CPU vs 中断场景的基础工具。