懒分配

页故障

懒分配的核心在于先记录内存需求，在真正需要使用时触发页故障，操作系统处理之后重新执行之前的指令

这样实现了按需分配内存，应用程序无感

硬件机制

当RISC-V 产生页故障时，会在相应寄存器记录有关信息

• scause: 12 = 取指页故障，13 = load 页故障，15 = store 页故障
• stval: 出错的虚拟地址
• sepc: 故障指令本身的地址

usertrap

同上节ecall，页故障在进入trampoline.S的uservec()之后进入usertrap()

在usertrap()中寄存器scause被读取，只处理标记为13（load 页故障）和15（store 页故障）的故障

此时就可以按照实际情况决定如何处理

else if ((r_scause() == 15 || r_scause() == 13) &&
             vmfault(p->pagetable, p->sz, r_stval(),
                     (r_scause() == 13) ? 1 : 0) != 0)

sbrk懒分配

当接收到用户程序sbrk系统调用时，不同于热分配的立刻kalloc内存，懒分配sbrk只是改变进程的sz即堆顶，其中的新页没有映射，也没有分配物理内存

当用户读写新页时，会触发页故障，交由usertrap()处理，usertrap()调用vmfault()进行分配内存

sbrk系统调用

uint64
sys_sbrk(void)
{
  uint64 addr;
  int t, n;
 
  argint(0, &n);
  argint(1, &t);
  addr = myproc()->sz;
 
  if (t == SBRK_EAGER || n < 0) {
    if (growproc(n) < 0)          // 急切分配 / 收缩：走老路
      return -1;
  } else {
    // 懒分配：只加大内存尺寸，不分配物理页
    if (addr + n < addr)          // 溢出检查
      return -1;
    if (addr + n > TRAPFRAME)     // 不能顶到 trapframe / trampoline
      return -1;
    myproc()->sz += n;            // 只改账本
  }
  return addr;                    // 返回旧 sz（新堆的起始地址）
}

对比急切路径 growproc：它调用 uvmalloc，逐页 kalloc + memset + mappages，要多少内存立刻花多少

vmfault

当用户读写新页时，会触发页故障，usertrap()调用vmfault()进行分配内存

uint64
vmfault(pagetable_t pagetable, uint64 psz, uint64 va, int read)
{
  uint64 mem;
 
  if (va >= psz)                  // 地址必须已"申报"（在 p->sz 之内）
    return 0;
  va = PGROUNDDOWN(va);           // 按页对齐
  if (ismapped(pagetable, va))    // 不能已有 PTE
    return 0;
  mem = (uint64)kalloc();         // 现分配一页
  if (mem == 0)
    return 0;
  memset((void *)mem, 0, PGSIZE); // 清成 0（demand-zero 语义）
  if (mappages(pagetable, va, PGSIZE, mem, PTE_W | PTE_U | PTE_R) != 0) {
    kfree((void *)mem);
    return 0;
  }
  return mem;                     // 成功
}

vmfault检查发生页错误的用户虚拟地址是否合法，即

• 在进程的sz之内
• 不能之前被映射过

ismapped仅通过walk()设置不新分配逐级查找页表

当页面存在页表中，而且PTE_V位为1时，返回该页已被映射

int
ismapped(pagetable_t pagetable, uint64 va)
{
  pte_t *pte = walk(pagetable, va, 0);
  if (pte == 0)
    return 0;
  if (*pte & PTE_V)               // 只问"有没有物理页"，不问权限
    return 1;
  return 0;
}

通过如此检查可以方便将懒分配的页同guard page等区分开

其余修改

由于此前默认sz之下的所有页都已经分配了物理页，因此操作内存的相关函数需要修改适应

查阅defs.h有关内存函数的声明，可以列举为下面几种

当内核写入用户空间时也需要检查页是否被映射，决定是否分配空间

copyout / copyin / copyinstr 必须显式调用 vmfault

用户读写文件时可能也需要检查，例如read传入的缓冲区地址是否已分配

.bss区懒分配

.bss区是未初始化的全局变量和静态变量所在的段，编译器在编译时会将其大小记录在ELF文件中，但是空间大小为0

XV6中，执行exec()时会调用uvmalloc分配.bss段的空间，并将其清零

如果使用懒分配，只需要在物理内存分配一个全为0的页，然后将虚拟页中分配给.bss区的页全部映射到这个相同的物理页上即可，且全部标记为只读

当用户程序第一次写入.bss区的某个变量时，会触发页故障，操作系统会分配一个新的物理页，设置为可读可写，并将该虚拟页映射到新的物理页上。此时应用程序就可以读写这个新的页面

当fork时，子进程继承父进程的.bss区映射，仍然指向同一个物理页，并且标记为只读。需要写时另外分配新的物理页，与COW机制理念兼容

COW fork

XV6的fork实现中，fork将父进程的物理内存重新复制一份给子进程。但是很多情况下fork会直接调用exec，导致物理内存白复制一份

COW fork即为copy-on-write fork，当父进程调用fork时，父子进程共享同一份物理页，并且将这些页标记为只读。当父子进程中的任意一个尝试写入这些共享的页时，会触发页故障

此时操作系统会分配一个新的物理页，复制原来的内容到新的物理页上，然后将该虚拟页映射到新的物理页上，并且标记为可读可写

如此一来，对于不会写入的数据来说，父子进程共用一份物理页。fork的开销大大降低，而且在exec时并不会产生因为物理内存复制导致的性能浪费

实现COW fork需要注意如下几点

• 为了实现共享物理页，系统必须记录该物理页的引用计数。当某个进程释放该页时，引用计数减1，当引用计数为0时，才真正释放该物理页
• 需要在pte中新增表示cow的位，以将其与普通的只读页区分开来

Demand Paging

XV6加载程序的方式是将程序的所有段（text、data、bss）一次性加载到内存中。对于大程序来说，可能会占用大量的内存空间，而其中有些段可能在程序运行过程中根本不会被访问到

Demanding Paging在 exec 时只建立虚拟地址空间，比如为 text 和 data 分配好虚拟地址段，但对应的 PTE 不指向任何物理页，valid bit 设为 0

当用户程序第一次加载时，位于地址 0 的第一条指令就会触发第一个 page fault，陷入内核，进入 page fault handler

page fault handler 会根据 page fault 的地址，找到对应的段（text、data），然后从磁盘中加载对应的页到物理内存中，并更新 PTE，使其指向新的物理页，并将 valid bit 设为 1

Demand Paging可能会遇到OOM的问题，当物理内存不足时，操作系统需要选择一个页进行换出

常见的换出策略例如LRU(Least Recently Used)，但是注意例如.data区可写，所以需要把这个页记录到磁盘中的某个页，才能撤下虚拟内存

因此pte中需要某个位标记该页是否被写过，即为dirty bit。现实中通常优先淘汰 non-dirty page，因为不需要写回，代价小

还有一位为Access bit：该页被读或被写时置位，表示页被访问过（即为pgtbl lab里面第三道题目），用来实现决定哪个页需要被淘汰。操作系统定时清除所有页的Access bit，从而得知某些页在上一次清零过后没有被访问

mmap

现代操作系统通常提供mmap系统调用，把文件的一部分或全部映射到进程的虚拟地址空间，之后程序就可以像访问内存一样，用普通的 load/store 指令来读写文件内容，而不需要显式调用 read/write

如果采用eager策略，mmap会在调用时就把文件内容全部读入内存，映射到虚拟地址空间中，会大大增加内存占用

实际操作系统几乎都采用 lazy 方式，调用mmap时不拷贝文件，内核记录文件内存映射关系在VMA(Virtual Memory Area)结构体中。用户读写内存触发异常，操作系统查VMA之后实际载入内存之中。之后程序就可以正常用 load/store 访问了