Lab3-uproc
设计
在 L3 的时候实现了侵入式链表，这样就可以把原先 pmm 的
free_list、kmt 的task_list、handler_list、sem_t 的wait_list都统一起来。对进程（任务）操作封装了单独的 API，包括创建、删除、拷贝、页操作等等。
把任务的地址空间抽象为映射的集合，物理页封装出
page_t来储存物理地址、引用计数和访问权限。kill()的设计参考了 xv6 的代码，即只设置kill标志位，下一次该进程被调用就直接执行exit()系统调用。注意到信号量和自旋锁都只在内核空间，因此当这个 victim 进程刚刚进入os_trap()时不会持有锁。注意到实验简化了僵尸进程的处理，因此我给每个任务保留了一个field用于回收其任意子进程的返回值，不同的子进程在
exit()时会往其父进程的field里写入返回值，这样父进程就可以异步获得返回值了。
印象深刻的Bug
主要是 fork() 相关。
需要拷贝内核栈，并且亲子进程的
ctx被我实现为指针了，那么就应当指向各自栈上相同的相对位置（而非直接复制指针）。L1-pmm 在实现的时候写了一些针对 OJ 的参数化代码，在本地就直接挂掉了（例如我会判断一下 CPU 的数量和空间大小来预留多少堆区空间给线段树的节点结构体，以区分 hard test 和 easy test）。具体表现为会分配超出堆区的内存作为某些进程的内核栈，然后这些地址就会被 init 线程的栈覆写，使得
fork()之后得到的两个进程在内核栈上存在差异。接上条。因为要支持系统调用开中断，所以我在实现
fork()的时候思考过“在自己的内核栈上赋值自己的内核栈”这样看起来很扯淡的问题。事实上只有第一次os_trap()时的内核栈指针以前的栈内容有意义，因为那才是我们希望精确赋值的进程状态。之后的部分也许会因为开中断而被写入其他东西，但是这些部分都不需要被子进程复制。因此在自己的内核栈上操作，也只会弄脏不需要的部分，这就不成问题了。系统调用要求开中断。期初我用一个 per-CPU 的数据结构来维护上下文指针，那么就会发生这样的情况：
用户进程A -> os_trap(): 系统调用自陷 os_trap() -> do_syscall(): 识别、执行 do_syscall() -> os_trap(): 时钟中断 os_trap() -> 用户进程B: 调度切换 用户进程B -> os_trap(): 时钟中断 os_trap() -> do_syscall(): 调度切换此时经历了两次
os_trap()，因此这个 per-CPU 的数据结构（其实就是一个指针）就被覆盖成了第二次os_trap()的栈上的上下文，这点我也写在了注释里。解决方法也很粗暴，注意到一个 CPU 至多嵌套两次
os_trap()（首先至少可以两次，其次第二次必然不会是系统调用，因此第二次必然关中断），那么就只需要多一个task_t *fork_ctx来指示需要fork()的进程第一次os_trap()的时候的上下文即可。在实现
exit(int *status)的时候，status是一个指向虚拟地址的指针，因此需要先做一次地址翻译再写入内容。