概述
這次實驗主要實現Lazy allocation的功能，即進程在動態分配內存的時候先不分配，等到要用到發生缺頁中斷的時候再實際分配，核心是實現缺頁中斷的處理。xv6的文檔介紹了三種缺頁中斷的應用，第一為Copy on write，即fork的時候先不復制內存，等到要用到發生缺頁中斷的時候再實際分配；第二為硬盤虛擬內存，就是當內存不夠大的時候將一部分硬盤區域當作內存交換區，虛擬地址只映射到一個無效位置，當訪問該虛擬地址發生缺頁中斷時再把一個頁的內容保存進磁盤，然后從磁盤中加載當前這個虛擬地址指向的實際內容；第三就是本實驗的內容。
內容
Eliminate allocation from sbrk()
這個任務非常簡單，沒啥好說的：
uint64
sys_sbrk(void)
{
int addr;
int n;
if(argint(0, &n) < 0)
return -1;
struct proc *p = myproc();
addr = p->sz;
if (n < 0) p->sz = uvmdealloc(p->pagetable, p->sz, p->sz + n);
else p->sz += n;
// if(growproc(n) < 0)
// return -1;
return addr;
}
對n小於0情況的處理是第三個任務的內容，這里可以忽略。
Lazy allocation
這個任務要求實現對缺頁中斷的處理，因為在sbrk的時候僅僅指擴大了進程的虛擬地址區域，所以在訪問這些虛擬地址時會發生缺頁中斷，這里就需要在發生缺頁中斷的時候分配物理內存然后映射，中斷處理函數usertrap()對缺頁中斷進行處理：
......
syscall();
} else if((which_dev = devintr()) != 0){
// ok
} else {
if (r_scause() == 13 || r_scause() == 15) {
uint64 va = r_stval(); if (handle_page(va, p) == -1) p->killed = 1;
} else {
printf("usertrap(): unexpected scause %p pid=%d\n", r_scause(), p->pid);
printf(" sepc=%p stval=%p\n", r_sepc(), r_stval());
p->killed = 1;
}
}
if(p->killed)
exit(-1);
這里把缺頁中斷的實際處理過程抽象成了一個函數，實際上僅從任務2考慮是沒有必要的，但是任務3中還需要對copyin、copyout這些函數中發生缺頁的情況進行處理，所以抽象成一個函數方便各處調用。
handle_page函數我寫在proc.c里，因為這里已經包含了所需要的頭文件：
int handle_page(uint64 va, struct proc *p) {
uint64 base = PGROUNDDOWN(va);
if (va >= p->sz || va < p->trapframe->sp) return -1;
char *mem = kalloc();
if (mem == 0) return -1;
memset(mem, 0, PGSIZE);
if(mappages(p->pagetable, base, PGSIZE, (uint64)mem, PTE_W|PTE_X|PTE_R|PTE_U) != 0) {
kfree(mem); return -1;
}
return 0;
}
這些return -1的情況也是任務3的內容，任務2可以忽略，主要都是借鑒函數uvmalloc。然后修改一下uvmunmap()，即把一些因為缺頁導致的panic跳掉了，因為這些頁從來就沒分配過，也就不用釋放：
for(a = va; a < va + npages*PGSIZE; a += PGSIZE){
if((pte = walk(pagetable, a, 0)) == 0) continue;
// panic("uvmunmap: walk");
if((*pte & PTE_V) == 0) continue;
// panic("uvmunmap: not mapped");
if(PTE_FLAGS(*pte) == PTE_V)
panic("uvmunmap: not a leaf");
......
Lazytests and Usertests
這個任務主要是把上個任務遺留的一些不合法情況進行處理。
第一是sbrk的參數為負數的問題，根據growproc函數的內容，對參數為負數的情況就是釋放參數絕對值大小的內存，仿造growproc()就行了，見上面的代碼。uvmdealloc本身不用修改，因為內部就是調用uvmunmap的。
第二是缺頁中斷中當虛擬地址不合法時應該直接返回並殺掉進程，不合法包含兩種情況，一是虛擬地址太大，大出了進程所申請的內存（不管實際有沒有分配），因為進程虛擬地址從0開始，所以只要保證虛擬地址小於p->sz即可；而是虛擬地址太小，比進程的棧頂還低（注意棧是從高往低增長的），這就需要知道棧頂的位置，查看測試程序usertests，發現它獲取棧頂的方法就是讀sp寄存器，但是缺頁中斷的處理是在內核態，sp指向的也是內核棧的棧頂，想要獲得用戶棧的棧頂，可以借助進程的中斷幀來實現，即讀取p->trapframe->sp，需要保證虛擬地址大於等於這個值。殺掉進程可以觀察usertrap函數的其他位置，發現只要令p->killed=1即可，見上面的代碼。
第三是如果申請物理內存失敗時也要殺掉進程，加上映射失敗，照着uvmalloc里寫就行了。
第四是fork的時候復制到缺頁的虛擬地址時的處理，注意到fork的這部分是調用的uvmcopy，所以改uvmcopy，和uvmunmap一樣，缺頁導致的panic跳掉：
for(i = 0; i < sz; i += PGSIZE){
if((pte = walk(old, i, 0)) == 0) continue;
// panic("uvmcopy: pte should exist");
if((*pte & PTE_V) == 0) continue;
// panic("uvmcopy: page not present");
......
第五是read和write文件的時候如果傳入了一個缺頁的虛擬地址（在將文件讀入內存和將內存寫入文件時需要傳入地址），追蹤這兩個函數的過程可以發現最終處理地址調用的是copyin、copyinstr和copyout函數，注意到這幾個函數會先walk一下傳入的虛擬地址，如果得不到物理地址就直接返回失敗，而不會經過缺頁中斷的過程，所以直接加入代碼讓其在判斷得不到物理地址的情況下調用handle_page函數即可：
va0 = PGROUNDDOWN(srcva);
pa0 = walkaddr(pagetable, va0);
if(pa0 == 0) {
if (handle_page(va0, myproc()) == -1) return -1; else pa0 = walkaddr(pagetable, va0);
// return -1;
}
......
總結一下，缺頁中斷的發生時刻應該是在MMU訪問到一個PTE_V位為0的PTE時，在xv6中這個PTE的其他位是沒有意義的，而在riscv-pk（用在spike模擬器上的代理內核）則讓PTE的其他位指向一個標記結構體，里面包含了這個缺頁的信息，比如該缺頁是否是因為內存被置換到硬盤上了，置換到了哪個位置等信息，這樣就使得該系統可以處理多種原因導致的缺頁中斷，而xv6應該是不支持硬盤虛擬內存的。