rcoreLab-ch4实验篇

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重写 sys_get_time 和 sys_task_info

gdb调试的，访问vector的特定元素：

gdb "cannot subscript non-array type" to index a Vec

Updated Aug 21, 2023

其它的mmap和unmap，map的方式就是根据传入的start和len构造一个新的maparea出来，并且map到页表项里面去（框架里面已经给出了需要的api），unmap这里的实现还是仅仅以maparea作为单位来释放。找到对应的几个maparea进行释放。

问答作业

1. 请列举 SV39 页表页表项的组成，描述其中的标志位有何作用？

上图为 SV39 分页模式下的页表项，其中[53:10]这 44 位是物理页号，最低8位 [7:0] 则是标志位，它们的含义如下（请注意，为方便说明，下文我们用 页表项的对应虚拟页面 来表示索引到一个页表项的虚拟页号对应的虚拟页面）

V(Valid)：仅当位 V 为 1 时，页表项才是合法的；

R(Read)/W(Write)/X(eXecute)：分别控制索引到这个页表项的对应虚拟页面是否允许读/写/执行；

U(User)：控制索引到这个页表项的对应虚拟页面是否在 CPU 处于 U 特权级的情况下是否被允许访问；

G：暂且不理会；

A(Accessed)：处理器记录自从页表项上的这一位被清零之后，页表项的对应虚拟页面是否被访问过；

D(Dirty)：处理器记录自从页表项上的这一位被清零之后，页表项的对应虚拟页面是否被修改过。

除了 G 外的上述位可以被操作系统设置，只有 A 位和 D 位会被处理器动态地直接设置为 1 ，表示对应的页被访问过或修过（注：A 位和 D 位能否被处理器硬件直接修改，取决于处理器的具体实现）。

2.缺页

缺页指的是进程访问页面时页面不在页表中或在页表中无效的现象，此时 MMU 将会返回一个中断，告知 os 进程内存访问出了问题。os 选择填补页表并重新执行异常指令或者杀死进程。

2.1

1)请问哪些异常可能是缺页导致的？

Exception::LoadPageFault—程序试图读取一个不在物理内存中的内存页（因为缺页，所以没有建立页表的映射）

Exception::InstructionPageFault—程序试图执行一个不在物理内存中的指令

Exception::StorePageFault—程序试图写入一个只读的内存页

2)发生缺页时，描述相关重要寄存器的值，上次实验描述过的可以简略。

先给出寄存器以及它们的含义

CSR 名	该 CSR 与 Trap 相关的功能
sstatus	`SPP` 等字段给出 Trap 发生之前 CPU 处在哪个特权级（S/U）等信息
sepc	当 Trap 是一个异常的时候，记录 Trap 发生之前执行的最后一条指令的地址
scause	描述 Trap 的原因
stval	给出 Trap 附加信息
stvec	控制 Trap 处理代码的入口地址

所以发生缺页的时候:

stval(Supervisor Trap Value)：存储了引发异常的虚拟地址。

scause：存储了异常的原因。对于缺页异常，scause的值会是 Exception::StorePageFault、Exception::InstructionPageFault、Exception::LoadPageFault这三个其一

sepc（Supervisor Exception Program Counter）：存储了引发异常的指令的地址。处理器会在处理完异常后返回到这个地址继续执行。

从代码的简单处理可以验证这三个重要寄存器存储的内容：

而剩下的stvec、sstatus的含义是显然的。

缺页有两个常见的原因，其一是 Lazy 策略，也就是直到内存页面被访问才实际进行页表操作。比如，一个程序被执行时，进程的代码段理论上需要从磁盘加载到内存。但是 os 并不会马上这样做，而是会保存 .text 段在磁盘的位置信息，在这些代码第一次被执行时才完成从磁盘的加载操作。

这样做有哪些好处？

有时候有些代码由于分支原因，这个程序执行完成都不会执行，这样做能够节省空间，并且减少不必要的搬运时间，并且除了分支原因，还有可能因为异常被杀死，或者用户主动停止程序，那么不一次性加载完整的代码能大大节省时间和空间，并且程序也能快速启动，减少等待代码段完全加载的时间（对于大型程序）。

4）

其实，我们的 mmap 也可以采取 Lazy 策略，比如：一个用户进程先后申请了 10G 的内存空间，然后用了其中 1M 就直接退出了。按照现在的做法，我们显然亏大了，进行了很多没有意义的页表操作。

处理 10G 连续的内存页面，对应的 SV39 页表大致占用多少内存 (估算数量级即可)？

10G对应2.5M个页，需要2.5M个64位的页表项，1个页可以存放512个页表项，所以5K个页存放页表项，而由于三级页表（SV39），那么一个二级页表，可以指向三级（叶子）512个，也就是512个页表（存的是页表项对应到物理地址），5k就需要约10个二级页表，而一个一级页表，可以指向512个二级页表，所以大约需要5K+10+1个页表,一个页表4k，所以大约20M • 请简单思考如何才能实现 Lazy 策略，缺页时又如何处理？描述合理即可，不需要考虑实现。

在maparea处做一个标记，用来表示是否已经分配，修改原来insert_framed_area的实现，不是选择直接push进页表注册，而是修改maparea标记，标记为未分配，当出现缺页中断的时候，先查maparea是否有一个对应的VPNRange包含，并且检测是否是处于未分配状态，如果是，那么就在这个时候进行真正的页表分配push操作。

5）

缺页的另一个常见原因是 swap 策略，也就是内存页面可能被换到磁盘上了，导致对应页面失效。

此时页面失效如何表现在页表项(PTE)上？

页表项有个标志位V：

将这一位置零就能标记页表项失效。

判定页表项有效的函数是：

这样MMU进行页表转换的时候会触发page fault异常（我们这里具体有三种page fault）

3.双页表与单页表

为了防范侧信道攻击，我们的 os 使用了双页表。但是传统的设计一直是单页表的，也就是说，用户线程和对应的内核线程共用同一张页表，只不过内核对应的地址只允许在内核态访问。 (备注：这里的单/双的说法仅为自创的通俗说法，并无这个名词概念，详情见 KPTI )

上图是 RV64 架构下 satp 的字段分布。当 MODE 设置为 0 的时候，所有访存都被视为物理地址；而设置为 8 时，SV39 分页机制被启用，所有 S/U 特权级的访存被视为一个 39 位的虚拟地址，MMU 会将其转换成 56 位的物理地址；如果转换失败，则会触发异常。

MODE 控制 CPU 使用哪种页表实现；

ASID 表示地址空间标识符，这里还没有涉及到进程的概念，我们不需要管这个地方；

PPN 存的是根页表所在的物理页号。这样，给定一个虚拟页号，CPU 就可以从三级页表的根页表开始一步步的将其映射到一个物理页号。

1.

在单页表情况下，如何更换页表？

单页表的情况下，页表切换（切换地址空间）的时机不是在trap的时候，而是在发生任务切换的时候，也就是__switch里面存储当前页表token，并且恢复下一个任务的token（这是发送在__restore里面）因为每次的任务切换，保存的原任务都是处于trap未返回的状态（然后保存了这个信息，就切换到另一个任务执行了），复用__restore完成从trap返回。