XV6分页机制、内存管理
报告内容
0. mmu.h的阅读
mmu.h源码中给出了XV6虚拟地址的构成，及所代表的含义
mmu.h中还有页表的相关信息，每个页目录都与1024条记录，每一个页表中也有1024条记录，每一页的大小4096字节，也就是4kb。
// Page directory and page table constants. #define NPDENTRIES 1024 // # directory entries per page directory #define NPTENTRIES 1024 // # PTEs per page table #define PGSIZE 4096 // bytes mapped by a page
1.xv6物理内存初始化
内核加载到内存后，在main函数中，首先调用kinit1()，由于这时候的虚拟地址 [KERNBASE, KERNBASE+4MB) 映射到 物理地址[0, 4MB)，所以内核实际能用的虚拟地址空间显然是不足以完成正常工作的，所以初始化过程中需要重新设置页表。如图：
xv6在main函数中调用kinit1和kinit2来初始化物理内存。
kinit1初始化内核末尾到物理内存4M的物理内存空间为未使用。调用freerange将空闲内存加入到空闲内存链表中
void kinit1(void *vstart, void *vend)
{
initlock(&kmem.lock, "kmem");
kmem.use_lock = 0;
freerange(vstart, vend);
}
kinit1(end, P2V(4*1024*1024));
在内核构建了新页表后，能够完全访问内核的虚拟地址空间，然后kinit2初始化剩余内核空间到PHYSTOP为未使用，开始了锁机制保护空闲内存链表。
void kinit2(void *vstart, void *vend)
{
freerange(vstart, vend);
kmem.use_lock = 1;
}
kinit2(P2V(4*1024*1024), P2V(PHYSTOP));
2.内核新页表的初始化
之前说调用kinit2之前需要构建新的页表，main函数通过调用kvmalloc函数来实现内核新页表的初始化。通过初始化，最后内存布局和地址空间如下：内核末尾物理地址到物理地址PHYSTOP的内存空间未使用 ；虚拟地址空间KERNBASE以上部分映射到物理内存低地址相应位置
void
kvmalloc(void)
{
kpgdir = setupkvm();
switchkvm();
}
在setupkvm中，调用mappages来建立内核所需的虚拟地址到物理地址映射。阅读mappages的源码，对于每一个待映射的虚拟地址，调用walkpgdir找到该地址对应的PTE地址，然后保存对应的物理地址、权限。
在说一下 walkpgdir，这个函数用来计算PTE(页表条目)的地址，他会根据va的前十位来先找到在页目录的条目。如果该条目不存在，说明该页表不存在；如果alloc参数被设置，walkpgdir会分配页表页并将其物理地址放到页目录中。最后用虚拟地址的接下来10位来找到其在页表中的 PTE地址。
static int mappages(pde_t *pgdir, void *va, uint size, uint pa, int perm)
{
char *a, *last;
pte_t *pte;
a = (char*)PGROUNDDOWN((uint)va);
last = (char*)PGROUNDDOWN(((uint)va) + size - 1);
for(;;){
if((pte = walkpgdir(pgdir, a, 1)) == 0)
return -1;
if(*pte & PTE_P)
panic("remap");
*pte = pa | perm | PTE_P;
if(a == last)
break;
a += PGSIZE;
pa += PGSIZE;
}
return 0;
}
//mmu.h
#define PDX(va) (((uint)(va) >> PDXSHIFT) & 0x3FF)
static pte_t *walkpgdir(pde_t *pgdir, const void *va, int alloc)
{
pde_t *pde;
pte_t *pgtab;
pde = &pgdir[PDX(va)];
if(*pde & PTE_P){
pgtab = (pte_t*)p2v(PTE_ADDR(*pde));
} else {
if(!alloc || (pgtab = (pte_t*)kalloc()) == 0)
return 0;
// Make sure all those PTE_P bits are zero.
memset(pgtab, 0, PGSIZE);
// The permissions here are overly generous, but they can
// be further restricted by the permissions in the page table
// entries, if necessary.
*pde = v2p(pgtab) | PTE_P | PTE_W | PTE_U;
}
return &pgtab[PTX(va)];
}
另外，在setupkvm中，所有的映射，最后都存储在kmap这样一个结构体中，下面这是kmap的结构
// This table defines the kernel's mappings, which are present in
// every process's page table.
static struct kmap {
void *virt;
uint phys_start;
uint phys_end;
int perm;
} kmap[] = {
{ (void*)KERNBASE, 0, EXTMEM, PTE_W}, // I/O space
{ (void*)KERNLINK, V2P(KERNLINK), V2P(data), 0}, // kern text+rodata
{ (void*)data, V2P(data), PHYSTOP, PTE_W}, // kern data+memory
{ (void*)DEVSPACE, DEVSPACE, 0, PTE_W}, // more devices
};
3.物理内存管理
xv6对上层提供kalloc和kfree接口来管理物理内存，上层无需知道具体的细节，kalloc返回虚拟地址空间的地址，kfree以虚拟地址为参数，通过kalloc和kfree能够有效管理物理内存，让上层只需要考虑虚拟地址空间。
kalloc分配4kb(相当于一页的大小)的物理内存，并返回一个内核可以使用的指针，如果返回0说明这页无法被分配。
kfree以虚拟地址为参数，用来释放一页的内存空间
void kfree(char *v)
{
struct run *r;
if((uint)v % PGSIZE || v < end || v2p(v) >= PHYSTOP)
panic("kfree");
// Fill with junk to catch dangling refs.
memset(v, 1, PGSIZE);
if(kmem.use_lock)
acquire(&kmem.lock);
r = (struct run*)v;
r->next = kmem.freelist;
kmem.freelist = r;
if(kmem.use_lock)
release(&kmem.lock);
}
// Allocate one 4096-byte page of physical memory.
// Returns a pointer that the kernel can use.
// Returns 0 if the memory cannot be allocated.
char* kalloc(void)
{
struct run *r;
if(kmem.use_lock)
acquire(&kmem.lock);
r = kmem.freelist;
if(r)
kmem.freelist = r->next;
if(kmem.use_lock)
release(&kmem.lock);
return (char*)r;
}
xv6将未分配的内存组成一个链表，一个结构体
struct run {
struct run *next;
};
struct {
struct spinlock lock;
int use_lock;
struct run *freelist;
} kmem;
xv6实际上通过保存虚拟地址空间的freelist，然后通过页表找到物理地址。由此，层调用的只需要想着“虚拟地址a对应的一页释放为空闲页”“分配一页返回虚拟地址给我”即可。