实验实现¶

这里，我们将对一些实现的细节做一定的提醒。但是完整的流程需要自己把握，我们 不会给出每一步实现步骤 。因此，最重要的还是阅读 “实验原理” 内容，得出自己的解决方案，然后参考 ”实验实现“ 这部分的内容。

值得注意的是，xv6的代码是可以参考的，可以看看相关实验原理是怎么实现的。同时，还可以插桩，使用printf等方法看看具体的内容。同时，还可以阅读 xv6 指导书，看看背后的设计机理。

本次实验 你可能会用到很多kernel/vm.c中的函数 ，它们有比较完善的注释，请仔细阅读理解。

0. 任务零：回答问题¶

1. 任务一 ：打印页表¶

本任务中，你需要加入 页表打印功能 ，来帮助你在之后的实验中进行debug。

void vmprint(pagetable_t pgtbl)

1.1 流程¶

Step 1 ：更新本地代码，切换到pgtbl分支。

Step 2 ：理解页表的原理。

Step 3 ：实现 vmprint() ，并在 exec() 函数中插入语句 if(p->pid==1) vmprint(p->pagetable)， 这条语句插在 exec.c 中 return argc 代码之前，即在第一个进程启动时打印页表信息。

Step 4 ：启动测试程序进行测试。

1.2 实现¶

• 把 vmprint() 放在 kernel/vm.c。

• 可以使用 kernel/riscv.h 中尾部的宏定义 ，比如：

323  #define PGSIZE 4096 // bytes per page
324  #define PGSHIFT 12  // bits of offset within a page

329  #define PTE_V (1L << 0) // valid
330  #define PTE_R (1L << 1)
331  #define PTE_W (1L << 2)
332  #define PTE_X (1L << 3)
333  #define PTE_U (1L << 4) // 1 -> user can access
334
335  // shift a physical address to the right place for a PTE.
336  #define PA2PTE(pa) ((((uint64)pa) >> 12) << 10)
337
338  #define PTE2PA(pte) (((pte) >> 10) << 12)

• kernel/vm.c中的函数 freewalk() 能帮助你理解遍历页表的过程。

// Recursively free page-table pages.
// All leaf mappings must already have been removed.
275 void
276 freewalk(pagetable_t pagetable)
277 {
278  // there are 2^9 = 512 PTEs in a page table.
  // 遍历一个页表页的PTE表项 
279  for(int i = 0; i < 512; i++){
280    pte_t pte = pagetable[i]; //获取第i条PTE 

    /*判断PTE的Flag位，如果还有下一级页表(即当前是根页表或次页表)，
    则递归调用freewalk释放页表项，并将对应的PTE清零*/
281    if((pte & PTE_V) && (pte & (PTE_R|PTE_W|PTE_X)) == 0){ 
282      // this PTE points to a lower-level page table.
283      uint64 child = PTE2PA(pte); // 将PTE转为为物理地址
284      freewalk((pagetable_t)child); // 递归调用freewalk
285      pagetable[i] = 0; // 清零
286    } else if(pte & PTE_V){ 
    /*如果叶子页表的虚拟地址还有映射到物理地址，报错panic。
    因为调用freewalk之前应该会先uvmunmap释放物理内存*/    
287      panic("freewalk: leaf"); 
288    }
289  }
290  kfree((void*)pagetable); // 释放pagetable指向的物理页
291 }

• 在 kernel/defs.h 中定义 vmprint() 的接口，这样你才能在 exec() 中使用它。

• 使用 printf() 打印页表数据中的指针时，你可以直接使用 %p 标示。

2 任务二 独立内核页表¶

我们需要 将共享内核页表改成独立内核页表 ，使得每个进程拥有自己独立的内核页表。

2.1 流程¶

Step 1 ：修改kernel/proc.h中的 struct proc， 增加两个新成员：pagetable_t k_pagetable;和uint64 kstack_pa;，分别用于给每个进程中设置一个内核独立页表和内核栈的物理地址。

Step 2 ：仿照kvminit() 函数重新写一个创建内核页表的函数。

• 为进程分配内核页表的一种解决方案 ：不要修改全局的内核页表（kernel/vm.c中的pagetable_t kernel_pagetable），而是直接创建一个新的内核页表，并将其地址k_pagetable返回。实现的时候不要映射CLINT，否则会在任务三发生地址重合问题。应该要在Step 4 allocproc() 中调用它。

Step 3 ：修改procinit函数。procinit()是在系统引导时（见kernel/main.c的main函数），用于给进程分配内核栈的物理页并在页表建立映射。

• 参考优化方法 ：把procinit()中内核栈的物理地址pa拷贝到PCB新增的成员kstack_pa中，同时还需要保留内核栈在全局页表kernel_pagetable的映射，然后在Step 4 allocproc()中再把它映射到进程的内核页表里。关于内核栈说明，见实验原理 3.4.

Step 4 ：修改allocproc函数。allocproc()会在系统启动时被第一个进程和fork调用。在allocproc函数里调用Step 2 创建的函数设置内核页表，并且调用kvmmap函数将Step 3 设置的内核栈映射到页表k_pagetable里。

Step 5 ：修改调度器（scheduler），使得切换进程的时候切换内核页表。

• 参考方法 ：在进程切换的同时也要切换页表将其放入寄存器satp中，请借鉴 kvminithart()的页表载入方式），在调用 w_satp() 之后调用 sfence_vma()，具体原理可查阅实验原理的3.3 内核对用户空间的访问。

• 无进程运行的适配 ：当目前没有进程运行的时候，scheduler() 应该要satp载入全局的内核页表kernel_pagetable (kernel/vm.c)。

• 关于scheduler调度器，可以参考HITSZ操作系统课程组讲解XV6（三）内存管理

Step 6 ：当进程结束的时候，你需要修改freeproc()函数来释放对应的内核页表。你需要找到 释放页表但不释放叶子页表指向的物理页帧 的方法。你可参考kernel/vm.c中的freewalk，其用于释放整个页表，但要求叶子页表的页项已经被清空。

• 虽然我们为每个进程引入了内核页表，但是内核的代码和数据都还是唯一的。这意味着，在各个内核页表的叶子页表中，页表项指向了共享的物理页，如下图所示：

• 因此，在我们释放某个进程的内核页表的时候，不应该把这个共享物理页帧释放，否则会产生非常严重的后果！

Step 7 ：通过usertests和kvmtest测试。

2.2 实现¶

这里有必要提醒一下同学，要以最简单的方法以及工程量最小的方法实现，最好不要因为优化等问题，大改内核机制。

• 好好利用 vmprint() 来帮助debug。
• 页表的bug通常会导致映射缺失的traps，访存失败，指令运行错误等报错。如果 内核 缺失了地址映射造成了页缺失（page fault），通常会打印个 sepc=0x00000000XXXXXXXX ，这代表的是出错时pc的值，你可以查kernel/kernel.asm 看看 对应地址 的代码的含义。
• 你的实现可以修改原有的函数或者是新增函数，最好放在 kernel/vm.c +kernel/proc.c 中，但是 千万不要修改 kernel/vmcopyin.c +kernel/stats.c + user/usertests.c + user/stats.c。

3 任务三 简化软件模拟地址翻译¶

3.1 流程¶

Step 1 ：写一个XXX函数把进程的用户页表映射到内核页表中，同时在defs.h中声明。

• 推荐一种较为优雅的实现方法 ：内核页表直接共享用户页表的叶子页表，即内核页表中次页表的部分目录项直接指向用户页表的叶子页表。这样可以不必将用户页表的页表项全部复制进内核页表，也不必修改页表项标志位，简化实现的同时也可以提升性能，但在页表回收的时候需要避免重复回收。

• 提示：前面已经提到用户地址空间的范围为0x0-0xC000000，见“实验原理 3.5”。试计算，多少个次级页表项就能涵盖整个用户地址空间？

Step 2 ：用函数 copyin_new() （在 kernel/vmcopyin.c中定义）代替 copyin() （在 kernel/vm.c中定义）。确保程序 能运行 之后再用 copyinstr_new() 以代替 copyinstr()。

Step 3 ：在独立内核页表加上用户页表的映射，以保证刚刚替换地新函数能够使用。注意独立内核页表的用户页表的映射的标志位的选择。标志位User一旦被设置，内核就不能访问该虚拟地址了。

• 推荐方案 ：在调用copyin_new()/ copyinstr_new()之前修改sstatus寄存器的SUM位：w_sstatus(r_sstatus() | SSTATUS_SUM); 在凋用copyin_new()/ copyinstr_new()之后去掉sstatus寄存器的SUM位：w_sstatus(r_sstatus() & ~SSTATUS_SUM);

Step 4 ：在独立内核页表加上用户页表的映射的时候，每一次用户页表被修改了映射的同时，都要修改对应独立内核页表的相应部分保持同步。这通常在 fork(), exec(), sbrk()中发生，其中sbrk()调用growproc()来实现内存分配或回收。也就是，需要在fork()、exec()和growproc()这三个函数里将改变后的进程页表同步到内核页表中。

Step 5 ：注意：第一个进程也需要将用户页表映射到内核页表中，见kernel/proc.c: userinit()。

Step 6 ：通过 usertests, make grade。

3.2 实现¶

• 注意独立内核页表的用户页表的映射的 标志位 的选择。（标志位User一旦被设置，内核就不能访问该虚拟地址了）

• 再次提醒地址重合问题，见“实验原理 3.5”.