陈浪平的博客
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xv6-2020-lab5解析

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先导知识

我们之前在使用fork的时候，是直接复制的物理内存。然而这么做其实是非常浪费的，因为在实际中发现，fork完之后立马执行exec的概率很大，而exec是去加载特定的镜像，所以复制这个动作完全是浪费的。

除了fork这个系统调用以外，还有一些可以利用懒复制的应用。比如sbrk，它的作用是开辟内存空间，但是如果应用要了就开辟空间，而应用要是最后没去使用就很浪费；所以比较好的做法是在页表中给它新增映射关系，但是并不分配真正的物理内存；还有一个就是可以不全加载一个进程的所有内容到内存中，而是真正要被用到的时候才加载进来。

Eliminate allocation from sbrk()（简单）

这个就是把分配物理内存的代码移除，但是proc的size记得要加。还有一个比较容易忽视的点是，当缩小的时候，页表的内存空间必须马上回收（这个其实是第三个小实验的内容….）。

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uint64
sys_sbrk(void)
{
  int addr;
  int n;
  struct proc *p;
  p = myproc();

  if (argint(0, &n) < 0)
    return -1;
  addr = p->sz;
  // if(growproc(n) < 0)
  //   return -1;
  if (n < 0)
    p->sz = uvmdealloc(p->pagetable, p->sz, p->sz + n);
  else
    p->sz += n;
  return addr;
}

Lazy allocation（中等）

修改在usertrap.c的代码，能够处理缺页中断，并且返回用户程序继续执行。修改其它的代码，能够让echo hi成功运行。

然后是一些Hints：

  • 你可以通过r_scause()是否等于13或者15来判断是否是缺页中断。
  • r_stval() 返回的是stval的值，也即造成这次缺页中断的虚拟地址的值。
  • 从vm.c中抄uvmalloc()，你还需要运行kalloc() 和 mappages()
  • 使用PGROUNDDOWN(va)来确定虚拟地址所在页。
  • uvmunmap()会导致panic，如果一些页面没有被映射，让它不会panic。
  • 如果系统崩溃了，在kernel.asm中查看sepc
  • 使用在lab3写的vmprint来帮助调试。

照着上面的代码来写其实非常简单：

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if(r_scause() == 13 || r_scause() == 15){
  // 缺页中断在这里进行处理
  uint64 va = r_stval();
  uint64 down = PGROUNDDOWN(va);
  void * pa = kalloc();
  if(pa == 0){
    // 分配物理页失败
    panic("kalloc!");
    return;
  }
  memset(pa,0,PGSIZE);
  if (mappages(p->pagetable, down, PGSIZE, (uint64)pa, PTE_W | PTE_X | PTE_R | PTE_U) != 0)
  {
    kfree(pa);
    return;
  }
}

就是找到引发这个缺页中断的虚拟地址，然后利用kalloc找到分配物理的页，利用mappages把它们之间的映射安装到对应的页表中。

最后不要忘了修改uvmunmap，因为它会导致panic，我们这里直接把panic给注释掉，然后加上continue！！因为原来的panic可以理解为return，导致不会进行之后的判断了，而我们把panic注释掉之后，后面的if会继续判断，就会有问题。

Lazytests and Usertests（中等）

xv6准备了测试程序，修改操作系统，使之能够通过 lazytests 和 usertests 。

hints：

  • 处理负数的sbrk参数（已经完成）。
  • 如果一个进程的虚拟地址超过了目前的p->sz，就认为错误。
  • 修改Fork的父进程向子进程拷贝的逻辑，让它能够正确处理。
  • 处理进程将有效地址从sbrk传递到系统调用（例如read或write），但尚未分配该地址的内存的情况。
  • 如果kalloc分配失败，那么kill掉对应的进程。
  • 处理在用户的栈之下的非法情况。

本质上其实就是对上面的那个函数加上一些条件判断，还需要对fork进行稍微的修改就可以了。这里附上一张虚拟内存的图：

image-20210413161832614

这里的key在于fork和read/write这俩。

fork跟踪一下可以发现它实际的实现函数是uvmcopy，所以进到对应的代码段里面，查看其中其实就是利用walk来找到对应的pte进行处理，找不到就会panic，所以应该把这些跳掉（注意下面的代码也不能执行，所以用continue）

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..........
char *mem;

for(i = 0; i < sz; i += PGSIZE){
  if((pte = walk(old, i, 0)) == 0)
    // panic("uvmcopy: pte should exist");
    continue;
  if((*pte & PTE_V) == 0)
    // panic("uvmcopy: page not present");
    continue;
  pa = PTE2PA(*pte);
..........

对于read/write来说，其实就是对应的copyin和copyout，所以需要修改对应的函数。可以发现这里有好几处需要用到对应的函数，所以把之前的处理页错误的代码封装成一个函数进行处理：

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/**
 * 处理页表的错误
 * 发生错误返回-1，成功返回0
 */
int
handle_page_fault(uint64 va,struct proc*p){
  if (r_scause() == 13 || r_scause() == 15){
    // 缺页中断在这里进行处理
    // printf("start handling page fault\n");
    if (va >= p->sz)
    {
      // 虚拟地址不合法
      // panic("virtural address is illegal : va >= p->sz");
      return -1;
    }
    if(va < p->trapframe->sp){
      // 虚拟地址不合法
      // panic("virtural address is illegal : va < p->trapframe->sp");
      return -1;
    }

    uint64 down = PGROUNDDOWN(va);
    char *mem = kalloc();
    if (mem == 0)
    {
      // 分配物理页失败
      // panic("kalloc!");
      return -1;
    }
    memset((void *)mem, 0, PGSIZE);
    if (mappages(p->pagetable, down, PGSIZE, (uint64)mem, PTE_W | PTE_X | PTE_R | PTE_U) != 0)
    {
      printf("map fail!\n");
      kfree(mem);
      return -1;
    }
    return 0;
  }else{
    // 不需要处理，但是不应该调用这个函数，所以返回-1
    return -1;
  }
}

在对应的copyin和copyout中进行处理。后来发现还有copyinstr，也顺手改掉了。

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.............
pa0 = walkaddr(pagetable, va0);
if (pa0 == 0)
{
  if (handle_page_fault(va0, myproc()) == -1)
    return -1;
  else
    pa0 = walkaddr(pagetable, va0);
}
n = PGSIZE - (srcva - va0);
.............

所有的这些过后，发现有一个小test没有通过：

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== Test   usertests: sbrkarg ==
  usertests: sbrkarg: FAIL
    Failed sbrkarg

test sbrkarg: sbrkarg: write sbrk failed
FAILED

可以看到是sbrk这个函数的参数错误。

首先来分析一下调用路径：在usertests中利用write调用 -> 系统调用sys_write -> filewrite -> writei -> either_copyin -> copyin。

在网上看到另外一种实现，就是可以发现所有的这三个copy函数其实都是pa0 = walkaddr(pagetable, va0);，那么直接修改walkaddr是不是也可以呢？就直接在里面进行修改。

总结

这部分首先留了一个问题，就是write的系统调用并没有完全通过。

然后是经过上一个lab的trap铺垫，发现其实按需分配物理页实现起来其实很简单。