xv6---Lab3: page tables

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 参考资料

RISC -V页表的简化图如下所示

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多级页表

xv6内核页表

3.6 Process Address Space

3.7 Code: Sbrk

3.8 Code: Exec

Print a page table

A kernel page table per process

hints

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 参考资料

• 什么是pagetable?

程序在系统上执行，操作的是虚拟内存地址，而虚拟内存到物理内存的映射需要一个函数f(var1, var2);  其中var1是页表，而var2是偏移量，于是当需要操作一个变量的时候，操作系统可通过函数f(var1, var2); 得到虚拟内存对应的物理内存。

• 一级页表==》64位的机器消耗的内存过大==》多级页表来减少开销。
• 参考：Chapter 3: Page Tables - 知乎

• ​​

   系统之上的内存分配叫虚拟内存，通过内核的MMU单元去管理并映射到物理内存。这是额外的话题。

• 一种内存空间管理方法是分页，将空间切成固定长度的分片，每个固定长度的单元我们称之为页Page，然后我们将物理内存看成是定长槽块的阵列，这些槽块大小与页相同，每个槽块叫做页帧Page Frame。

• 一般的分页硬件如下图，在MMU中实现这些分页硬件。

 

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• RISC-V指令（用户指令或内核指令）对虚拟地址进行操作，物理地址则是用于寻址实际物理内存RAM的（RISC-V可以处理64位的虚拟地址，而物理地址只被设计成56位）

RISC -V页表的简化图如下所示

。。

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1. 虚拟地址通过页表找到实际的物理内存,一般一个页表的大小设计为4K
2. xv6运行在Sv39 RISC-V处理器上，64位虚拟地址中，只有低39位在被使用，剩下的25位都暂时保留，供日后的设计者利用。
3. 将每个虚拟地址映射到一个物理地址，页表会以某种形式的表项来保存这种映射关系，这种表项我们称之为页表条目PTE（Page Table Entry）
4.  PTE == 44位的物理页帧号PPN (physical page number)+10位的标志位Flags。有效位为54位的PTE可以用8B的大小来存储，这刚好是一个uint64类型。
5. 虚拟地址 == 25位的EXT：未使用 + 27位的Index：索引对应的PTE+ 12位offset：页内偏移量
6. 单级页表查询方式：传入一个64位的虚拟地址，通过高27位的index找到在Page Table的位置，即PPN+Flags ==》再通过Flags检查权限 ==》PPN + offset 得到有效的物理地址==>访问物理地址 

多级页表

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1. 一共有三级，整体上是一个树形的结构。
2. 页表被设计为刚好一页的大小（4KB），如果整页的PTE都不存在/无效，就完全不分配该页来装载页表。为了跟踪装载页表的页是否有效，引入页目录PD（Page Directory)
3. 一个PTE占8B的空间，而一个页表大小为4KB，所以一个页表最多存4KB/8B = 512个PTE。故需要9位来找到页表的每一个PTE，从0~511，即2^9
4. 查找过程：通过L1查找1级页表的PTE==> 得到二级页表的位置==>通过L2找到二级页表的PTE===》找到三级页表位置===>通过L3找到3级页表的PTE==>得到physical address==> 配合offset得到实际的物理地址。 

xv6内核页表

• xv6为内核单独维护了一个页表，下图展示了内核的虚拟地址空间如何映射到实际的物理地址空间中。​

1. 由上图可见：KERNBASE到PHYSTOP才对应真正的DRAM芯片，代码也是从KERNBASE到PHYSTOP的内存

   // the kernel expects there to be RAM
   // for use by the kernel and user pages
   // from physical address 0x80000000 to PHYSTOP.
   #define KERNBASE 0x80000000L
   #define PHYSTOP (KERNBASE + 128*1024*1024)

2. KERNBASE的下方访问相应的物理地址，实际上是直接访问相关I/O设备的控制寄存器
3. 在内核启动未使用页表的时候，内核的虚拟地址到实际的物理地址采用直接映射的方法，内核开始使用页表，会把这种直接映射的关系存到页表。

• 用户为每个进程分配页表

3.6 Process Address Space

使用页表的好处：

1. 用户进程现在都有自己的页表，在进程之间提供了隔离性。
2. 用户的虚拟地址空间是连续的，而对应的物理帧分布可以是不连续的。
3. 通过页表，内核可以将trampoline页映射到用户虚拟地址空间的顶端，所有进程都可以看到这一页。

用户栈的初始内容是由系统调用exec产生的

• 在初始的用户栈上包括了：各命令行参数的字符串，指向各命令行参数的指针数组argv[ ]，用于从调用main(argc, argv[ ])返回的其它参数（argc、argv指针和伪造的返回pc值）。在初始用户栈的内容被设置好之后，用户程序就返回并开始执行main函数。
• 为了防止用户栈溢出，在栈的下面也放置了一页保护页。栈溢出时会访问到该保护页，从而出现缺页错误异常，用户进程因此陷入内核并等待处理，内核可能会终止掉该进程。

3.7 Code: Sbrk

Sbrk是一个系统调用，用户进程调用它以增加或减少自己拥有的物理内存（proc->sz）

3.8 Code: Exec

现在我们来看最后一段代码，系统调用exec的实现（kernel/exec.c），系统调用exec将存储在文件系统上的，新的用户程序装载进内存里，然后执行它。

int exec(char *path, char **argv)

exec通过路径名打开文件，然后读取该文件的ELF Header（kernel/elf.h）

• ELF二进制文件 = ELF Header + Program Section Headers，每个Program Section Header都对应一段需要加载到内存中的程序

Print a page table

• 需要理解xv6是用的三级页表，通过一级页表--》二级页表--》三级页表
• 根据页表级数打印..   参考freewalk函数得知如何遍历页表。
• 代码实现：https://gitee.com/mm526830lbw/xv6-labs-2020/compare/0f9135b603835dbd7fa5ef362a1ba774caf7970a...3ce192a90ea0bbaa8e9264dac392172a0830e36e

A kernel page table per process

hints

• 为新进程生成内核页表的一种合理方法是实现修改过的kvminit版本，它生成新的页表，而不是修改kernel_pagetable。您需要从allocproc调用这个函数。 
• 将进程的内核页表加载到内核的satp寄存器中：模仿kvminithart()函数
• scheduler调度器执行用户进程的时候，启用内核页表：把proc->kernel_pagetable装入SATP寄存器。 用户进程执行结束：用系统的页表。
• kvmpa去读取页表的pte的时候：应该用proc->kernel_pagetable，因为此时算进程在运行，所以该用proc->kernel_pagetable
• 程序从main.c启动，进入userinit(); 并启动程序sh。

1. 内核也是一个main程序，所有的程序都是从第一个程序inint.c作为第0个程序开始的，t通过initcode去执行init程序，
2. 然后init程序回去fork(),再去启动程序sh, 然后就有了人机交互的shell终端
3. main.c程序会进入scheduler()去调度进程：大概是选一个状态为RUNNABLE的程序A，然后切换为RUNNING状态，在通过函数swtch()来执行程序A。

• 要理解freeproc ，就需要理解allocproc是如何调用的，

1. allocproc的调用在fork()【父进程生成子进程】和userinit()函数【初始化的时候，创建第0个进程】

2. procinit()规定了kernel最多可以有NPROC， 共64个进程，然后每个进程初始化会通过kalloc取得一片物理内存，将整片物理内存，分配到每个进程。

3. 而allocproc则是在这初始化的64个进程中挑一个状态为RUNNABLE的程序，通过kalloc为之分配trapframe和进程页表

4. 那么freeproc则是：(1) 释放进程的页表 :即让虚拟内存和物理地址不在有映射关系proc_freepagetable(p->pagetable, p->sz);    (2)通过kfree释放trapframe对应的内存

• 以fork出子进程为入口点，参考pagetable = proc_pagetable()操作，可知：

1. 通过kalloc()分配一页页表。再执行mappages操作执行TRAMPOLINE和TRAPFRAME映射操作。
2. mappages函数：通过walk函数从虚拟地址得到物理地址。前两个页目录设为有效的PTE_V， 最后一页设置为传入的权限参数。

• 如果需要为进程分配一个和内核一样的页表，那么需要参考内核页表的分配过程

1. kvminit()是内核栈的初始化，这里可理解为逻机除运行程序之外，需要的外设，中断，程序运行需要的寄存器等等。

2. 那么同理：进程需要额外的页表，来为每个进程执行一样的映射，映射到外设，中断，程序运行需要的寄存器等等。只不过需要放到进程proc结构体里的kernel_pagetable。

3. 关于free操作，在页表初始化映射了什么，就free什么，类似malloc和free是一对操作。

• 参考：xv6-lab3-pgtbl_Wound+=s的博客-CSDN博客
• 参考：Mit6.S081-实验3-Page tables_解析Ta的博客-CSDN博客_page tables

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copyin/copyout

理解的不是很透彻，大多数的理解都放在代码里了。加了很多注释

https://gitee.com/mm526830lbw/xv6-labs-2020/tree/pgtbl/