[hellogcc] Re: QEMU Internal - Precise Exception Handling 1/5
- From: Yao Qi <qiyaoltc@xxxxxxxxx>
- To: hellogcc@xxxxxxxxxxxxx
- Date: Tue, 6 Mar 2012 14:49:18 +0800
On Sat, Mar 03, 2012 at 09:51:22PM +0800, 陳韋任 wrote:
> Copyright (c) 2012 陳韋任 (Chen Wei-Ren)
>
> 一般計算機架構會定義當例外/中斷發生時，當下的 CPU 狀態應當為何，這個稱之為
> precise exception。假設當下流水線是底下這樣:
>
> A. addl %eax,(%esp)
> B. addl %ebx,(%esp)
> C. movl %esi,(%ebp)
> D. subl %ecx,5
>
> 當執行到指令 (C)，欲從 %ebp 所指的內存位址讀取資料至 %esi 時，發生頁缺失例外。
> 以 x86 對 precise exception 的定義，在指令 (C) 之前的指令，即 (A) 和 (B) 其
> 結果必須完成。也就是說，暫存器/內存的內容應該更新; 在指令 (C) 之後的指令，
> 即 (D) 的結果必須捨棄。此範例取自 [1]。
>
> Precise exception 在 binary translation 中佔有重要地位。在此以 QEMU 為例，說
> 明 QEMU 如何確保 pecise exception。由以上對 pecise exception 的說明，我們可以
> 知道 precise exception 必須考量暫存器和內存。在 binary translation 中，我們
> 關注的是客戶 (guest) 的 precise exception。因此，我們必須確保當 guest 代碼發生
> 例外時，guest 的暫存器和內存其內容必須滿足 precise exception 的要求。這樣 guest
> 的 exception handler 才能正確處理該例外。
>
> 就 guest 暫存器而言，在 QEMU 中需要考量的是 CPUState。QEMU 在每一個可能會發生
> 例外的指令或是 helper function 之前，會將 CPUState 中的大部分內容更新，少數
> 未更新的內容會在 guest 真正發生例外時重新再計算。以 x86 為例，pc 和 condition
> code 屬於後者。在 binary translation 中，出於效能上的考量，通常會在一個 basic
> block 的結尾才更新 guest pc，而非每翻譯一個 guest 指令就更新 guest pc。
>
> 就 guest 內存而言，我們將重點放在 guest memory store operation 上，因為只有
> memory store operation 會修改 guest 內存的內容。第一，QEMU 會依照 guest 原本
> memory store operation 的順序進行翻譯。第二，針對所有潛在會發生例外的 guest
> 指令，QEMU 保留其相對於 guest memory store operation 的順序。簡單來說，QEMU
> 不會 reorder guest 指令順序。這簡化了 QEMU 維護 precise exception 的複雜度，
> 但同時也喪失了一些潛在可能的優化。[2][3]
能不能给几个例子解释，你这两个 第一和第二；
char *p = NULL;
int d1,d2;
char c;
[1] d1 = d2/0; // divide zero
p = (char *) &d1;
[2] d2 = * (int *) (p + 1); // un-aligned access, sigbus
p = NULL;
[3] *p = 'a'; // write, segfault
[4] *p = 'b';
按照你 第一个说法，[4] 是不可能在 [3] 之前的。
按照你 第二个说法，[1] 和 [2] 相对于 3 的位置是不变的，也就是说 1 和 2
的相对位置是不变的。？
--
Yao Qi <qiyaoltc AT gmail DOT com>
You should emulate your heros, but don't carry it too far. Especially
if they are dead.
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