MIT6.s081_Lab5 lazy: Lazy allocation

MIT6.s081 Lab5：xv6 lazy page allocation

这个实验老师在课上已经讲了一些内容，主要就是实现一个lazy allocation，大概意思就是不主动，你需要了再给你。先告诉进程你有那么大空间了，然后等进程真需要的时候通过trap的方式进行分配，优点是省空间，缺点是费时间。

代码

1. Eliminate allocation from sbrk()

删除growproc()的调用，然后添加myproc()->size += n，这里比较容易，就不过多阐述。

2. Lazy allocation

我在commit中将后面两个放在一起提交了。echo hi老师在课中已经讲过了，这里也不单独拿出来分析了，需要记住几个寄存器，r_scause()记录trap产生的原因，r_stval()记录trap产生页错误的虚拟地址。

这里单独说一下，因为后面需要用到。sp是栈指针，一般先移动sp，再根据sp进行访问。

为了能够先正常的执行echo hi，先增加如下代码，

  } else if(r_scause() == 15 || r_scause() == 13){
    uint64 fault_addr = r_stval();
    lazy_allocation(fault_addr);

lazy_allocation是分配页面的，先通过lazy_allcable判断是否可以分配，主要依据是进程申请内存的大小和发生错误地址的比较，以及访问的是否是guard page。然后就是分配，映射。

这里我卡了半天，原因是if(lazy_allcable(va) == 0)没有return，这样后面会继续申请内存映射，导致最后释放进程会有部分页面没有取消映射，然后在freewalk中panic("freewalk: leaf")。

void
lazy_allocation(uint64 va)
{
  struct proc *p;
  p = myproc();
  char *mem;
  uint64 a;
  if(lazy_allcable(va) == 0){
    p->killed = 1;
    return ;
  }
  a = PGROUNDDOWN(va);
  if((mem = kalloc()) == 0){
    p->killed = 1;
    return ;
  }
  memset(mem, 0, PGSIZE);
  if(mappages(p->pagetable, a, PGSIZE, (uint64)mem, PTE_W|PTE_R|PTE_U) != 0){
    kfree(mem);
    p->killed = 1;
  }
}

lazy_allcable是我最后写出来的，判断是否访问的是哨兵页很烦，最后也没想出来一个完美的方法，实验上说，能通过测试就是可以接受的，我也只能接受了。判断访问的地址和进程大小容易va >= size即可。下面重点说一下用户栈访问到哨兵页怎么办。

在 xv6 的实现中，当栈向下增长到哨兵页并触发错误时，trapframe->sp 记录的通常是哨兵页上一个合法页面的最低地址，或者哨兵页内部的某个地址。(这个我还没有自己看到，后面证实了回来补充)

（基于这种，其实还有一种写法。因为保存的是合法最低地址，没有实现。保存想法）

根据上述的说法，可以很容易的看出来，sp判断是否在哨兵页的界面中。

如果不是保存的上一个合法最低地址，那就出问题了。

当发生缺页错误时，trapframe->sp 记录的是发生错误时的 sp 值。

模拟这个流程：

• 初始状态： 进程的栈是合法的，sp 位于一个已映射的页面内。
• 函数调用： 假设 sp 位于页面 A 的底部。函数调用发生，sp 减小，进入了页面 B（未映射）。
• 访问 0(sp)： 此时，程序尝试访问 sp 指向的地址（在页面 B 中）。由于页面 B 未映射，会触发一个缺页错误。
• 进入 usertrap： 处理器捕获缺页错误，保存上下文到 trapframe，其中 trapframe->sp 记录的是发生缺页错误时的 sp 值，即页面 B 中的某个地址。
• 调用 lazy_allcable： 在 usertrap 中，会调用 lazy_allcable 来处理这个缺页错误。

现在我们来看 lazy_allcable 中的判断：

PGROUNDDOWN(myproc()->trapframe->sp)：这会得到 trapframe->sp 所在的页面的起始地址。由于 trapframe->sp 已经位于页面 B 中，所以这个值就是页面 B 的起始地址。

PGROUNDDOWN(myproc()->trapframe->sp) - PGSIZE：这会得到页面 B 下方一个页面的起始地址（即页面 C 的起始地址）。

所以，va < PGROUNDDOWN(myproc()->trapframe->sp) && va > PGROUNDDOWN(myproc()->trapframe->sp) - PGSIZE 实际上是在检查 va 是否在 trapframe->sp 所在的页面（页面 B）下方的一个页面（页面 C）

这样的话，下面的代码就不对了。

int 
lazy_allcable(uint64 va)
{
  uint64 size = myproc()->sz;
  if(va >= size || 
    (va < PGROUNDDOWN(myproc()->trapframe->sp) 
    && va > PGROUNDDOWN(myproc()->trapframe->sp) - PGSIZE)) {
    return 0;
  }
  return 1;
}

然后就是uvmunmap和uvmcopy函数的修改，这里解释一下

walk(pagetable, a, 0) 的作用：

• walk 函数的目的是在给定的页表 pagetable 中查找虚拟地址 a 对应的页表项 (PTE)。
• 第三个参数 0 表示如果中间的页目录项 (PDE) 或页表项 (PTE) 不存在，不要创建它们。它只进行查找。
• 如果 walk 成功找到 a 对应的 PTE，它会返回该 PTE 的地址。
• 如果 walk 无法找到 a 对应的 PTE（例如，某个中间级别的页目录项不存在，或者最终的 PTE 不存在），它会返回 0 (NULL)。

如果返回 0 意味着 a 对应的虚拟地址没有被映射。可能因为：

• 该虚拟地址从未被分配过（例如，访问了进程地址空间外的地址）。
• 该虚拟地址所在的页表层级尚未建立。
• 该虚拟地址对应的页面已被取消映射。

继续就行

第二个修改是为了预防即使检查到了PTE，即返回了非0 的pte地址，但是可能无效PTE_V 为 0，这样的也无需进行处理，否则do_free成立时，释放物理空间转换可能会出现垃圾数据，然后panic。

fork的copy也是这样，不存在的，以及无效的都不需要复制。

//map
	if((pte = walk(pagetable, a, 0)) == 0)
      continue;
    if((*pte & PTE_V) == 0)
      continue;   
//copy
	if((pte = walk(old, i, 0)) == 0)
      continue;
    if((*pte & PTE_V) == 0)
      continue;

最后，就是sbrk之后对这个地址进行写入或者读取了，为什么需要改呢，因为在这里出现页面错误无法进入trap，需要直接进行处理，因此需要改变copyin和copyout。用户空间出现缺页进入trap分配页面，这里read和write系统调用是不会进入处理的，因此在根据虚拟地址寻找物理地址没找到，判断虚拟地址是否合法，也就是是否在范围内，如果在的话，直接现场分配，不在再原路返回。

copyout

    if(pa0 == 0) {
      if (lazy_allcable(dstva) == 0) {
        return -1;
      }
      lazy_allocation(dstva);
      pa0 = walkaddr(pagetable, va0);
    }

copyin

    if(pa0 == 0) {
      if (lazy_allcable(srcva) == 0) {
        return -1;
      }
      lazy_allocation(srcva);
      pa0 = walkaddr(pagetable, va0);
    }

我去找guard page相关问题的时候，发现有一位作者的写法不同，我本来向参考优化一下，发现不是改一下就行，就放弃了。

至此Lab5算是完成，return和guard page花了很多时间。