XV6 0x5

lab5

21年后的lab删除了该lab

内存分配

• 急分配：当进程请求内存时，操作系统立即为其分配内存。

• 懒分配：当进程请求内存时，操作系统不会立即为其分配内存，而是等待内存被释放后再为其分配。

• COPY-ON-WRITE(COW) —FORK 牛叉：当一个进程创建另一个进程的副本时，新进程会开始时共享父进程的内存页。只有在这些页被写入时，才会复制这些页。

• Demand page：当进程请求一个不存在的页面时，操作系统会将其加载到内存中。

• least-recently-used（LRU）：LRU是一种页面替换算法，它根据页面最近被访问的时间来决定哪个页面应该被替换。

• PTE_A 的作用：可用于时钟算法

• memory-mapped-file：mmap系统调用

Eliminate allocation from sbrk() (easy)

老师已经在lecture上讲了,所以完成的比较轻松。

首先我们修改sys_sbrk()函数，只修改sz大小，将内存分配交给中断！

uint64
sys_sbrk(void)
{
  int addr;
  int n;
  if(argint(0, &n) < 0)
    return -1;
  addr = myproc()->sz;
  myproc()->sz = myproc()->sz + n;
  return addr;
}

我们修改中断函数，在中断时，为r_stval寄存器（存储要访问内存的地址）分配页。

else if(r_scause() == 13 || r_scause() == 15) 
  {
    uint64 va = r_stval();
    char *mem ;
    va = PGROUNDDOWN(va); 
    
    printf("page fault: %p\n",va);    
    if((mem = kalloc()) == 0)    //懒分配，每次只分配一次页面即可
    {
        p->killed = 1;
    }else{      //防止执行下面代码
    memset(mem, 0, PGSIZE);
   if(mappages(p->pagetable, va, PGSIZE, (uint64)mem, PTE_W|PTE_X|PTE_R|PTE_U) != 0)
    {
      kfree(mem);
       p->killed = 1;
    }
    }
  }

由于该内存可能未经使用，而我们已经修改了sz，当释放堆内存时，由于是逐页释放的，当访问到未使用的页（未分配内存），检测到有效位PTE_V未设置，触发panic，因此我们需要修改uvmunmap。

void
uvmunmap(pagetable_t pagetable, uint64 va, uint64 npages, int do_free)
{
    ...
    if((*pte & PTE_V) == 0)
      continue; 
    ...
}

Lazytests and Usertests

在sys_sbrk我们需要处理当n为负数的情况，参考growproc()，当空出一页时要及时释放该页。

uint64
sys_sbrk(void)
{
  int addr;
  int n;
  struct proc *p = myproc();
  if(argint(0, &n) < 0)
    return -1;
  addr = p->sz;
  
  if(n >= 0){   
    p->sz = p->sz + n;
    return addr;
  }else if( addr + n > 0){   
    p->sz = uvmdealloc(p->pagetable, addr, p->sz + n);
    }
    else {
      return -1;
    }

在trap.c里，添加对va的限制（限制在堆区）

else if(r_scause() == 13 || r_scause() == 15) 
 {
   uint64 va = r_stval();
   char *mem ;
   va = PGROUNDDOWN(va); 
   
  // printf("page fault: %p\n",va); 
   
   if(va > p->sz )   //高于sbrk()则终止进程
   {
     p->killed = 1;
   }
   else
   if (va >= p->sz || va <= PGROUNDDOWN(p->trapframe->sp)) {
     p->killed = 1;
   }else 
   if((mem = kalloc()) == 0)    //懒分配，每次只分配一次页面即可
   {
       p->killed = 1;
   }else{      //防止执行下面代码
   memset(mem, 0, PGSIZE);
  if(mappages(p->pagetable, va, PGSIZE, (uint64)mem, PTE_W|PTE_X|PTE_R|PTE_U) != 0)
   {
     kfree(mem);
      p->killed = 1;
   }
   }
 }
 

修改vm.c的uvmunmap和uvmcopy，防止在folk()中出现panic

void
uvmunmap(pagetable_t pagetable, uint64 va, uint64 npages, int do_free)
{
   ... 
    if((pte = walk(pagetable, a, 0)) == 0)
      continue;
      //panic("uvmunmap: walk");
    if((*pte & PTE_V) == 0)
      continue;
      //panic("uvmunmap: not mapped");
    ...
}

int
uvmcopy(pagetable_t old, pagetable_t new, uint64 sz)
{
    ...
    if((pte = walk(old, i, 0)) == 0)
      continue;
      //panic("uvmcopy: pte should exist");
    if((*pte & PTE_V) == 0)
      continue;
      //panic("uvmcopy: page not present");
   ...
}

在read和write等系统调用中，可能会用到未实际分配内存的地址。

此时由于进入了内核，无法触发用户中断，因此我们要让该地址所在的页已分配才能正常执行这些系统调用。显然，一个个修改系统调用是不现实的。

我们知道系统调用实际是通过argaddr、argint间接获得参数，且地址传入都通过argaddr函数。

因此我们可以在argaddr检测该地址所在的页是否被分配，如果未分配，则先分配再进入系统调用执行阶段。

int
argaddr(int n, uint64 *ip)
{
  *ip = argraw(n);
  struct proc* p = myproc();
  if(walkaddr(p->pagetable, *ip) == 0)
  {
      //地址在堆空间
     if(PGROUNDUP(p->trapframe->sp)  <= *ip && *ip < p->sz) {
      char* pa = kalloc();
      if(pa == 0)
        return -1;
      memset(pa, 0, PGSIZE);

      if(mappages(p->pagetable, PGROUNDDOWN(*ip), PGSIZE, (uint64)pa, PTE_R | PTE_W | PTE_X | PTE_U) != 0) {
        kfree(pa);
        return -1;
      }
    } else {
      return -1;
    }
  }
  return 0;
}