MIT 6s081 blog 1.xv6内存管理

2024-01-15 16:52
文章标签 内存 管理 blog mit xv6 6s081

本文主要是介绍MIT 6s081 blog 1.xv6内存管理，希望对大家解决编程问题提供一定的参考价值，需要的开发者们随着小编来一起学习吧！

xv6内存管理部分

xv6内存布局

内核地址空间

如xv6指导书中图3.3：从0x80000000开始的地址为内核地址空间，CLINT、PLIC、uart0、virtio disk等为I/O设备（内存映射I/O），可以看到xv6虚拟地址到物理地址的映射，大部分是相等的关系。
在这里插入图片描述

在kernel/memlayout.h中对内存分布进行了宏定义

// kernel/memlayout.h
// the kernel expects there to be RAM
// for use by the kernel and user pages
// from physical address 0x80000000 to PHYSTOP.
#define KERNBASE 0x80000000L
#define PHYSTOP (KERNBASE + 128*1024*1024)// map the trampoline page to the highest address,
// in both user and kernel space.
#define TRAMPOLINE (MAXVA - PGSIZE)// map kernel stacks beneath the trampoline,
// each surrounded by invalid guard pages.
#define KSTACK(p) (TRAMPOLINE - ((p)+1)* 2*PGSIZE)

进程地址空间

在这里插入图片描述

在kernel/memlayout.h中对内存分布进行了宏定义

// User memory layout.
// Address zero first:
//   text
//   original data and bss
//   fixed-size stack
//   expandable heap
//   ...
//   TRAPFRAME (p->trapframe, used by the trampoline)
//   TRAMPOLINE (the same page as in the kernel)
#define TRAPFRAME (TRAMPOLINE - PGSIZE)

物理内存分配

xv6对于物理内存的管理使用的是空闲链表，以页为单位进行管理，每次分配/释放都是一页。代码如下：

空闲链表

// kernel/kalloc.cstruct run {struct run *next;
};struct {struct spinlock lock;struct run *freelist;
} kmem;

使用两个结构体维护一个单向链表，kmem作为全局变量，freelist为空闲链表的头节点，每个链表节点为struct run，包含指向下一个链表节点的结构体指针，并为全局变量kmem维护一把锁用于race condition（竞态条件）

申请物理内存

// Allocate one 4096-byte page of physical memory.
// Returns a pointer that the kernel can use.
// Returns 0 if the memory cannot be allocated.
void *
kalloc(void)
{struct run *r;acquire(&kmem.lock);r = kmem.freelist;if(r)kmem.freelist = r->next;release(&kmem.lock);if(r)memset((char*)r, 5, PGSIZE); // fill with junkreturn (void*)r;
}

首先获取kmem的锁，r = freelist，将freelist移到freelist->next，此时r就是申请到的物理内存。（也就是获取空闲链表的头节点作为申请到的物理内存，然后空闲链表的头节点往后移一位）

释放物理内存

void
kfree(void *pa)
{struct run *r;if(((uint64)pa % PGSIZE) != 0 || (char*)pa < end || (uint64)pa >= PHYSTOP)panic("kfree");// Fill with junk to catch dangling refs.memset(pa, 1, PGSIZE);r = (struct run*)pa;acquire(&kmem.lock);r->next = kmem.freelist;kmem.freelist = r;release(&kmem.lock);
}void
freerange(void *pa_start, void *pa_end)
{char *p;p = (char*)PGROUNDUP((uint64)pa_start);for(; p + PGSIZE <= (char*)pa_end; p += PGSIZE)kfree(p);
}

将传入的要释放的物理地址pa强转为链表节点，将该节点的next节点指向空闲链表头结点，然后将该节点作为空闲链表头节点（也就是链表的头插法）

freerange为封装的kfree函数，用于释放pa_start到pa_end的物理空间

内核页表

三级页表遍历过程

xv6使用三级页表来节约因为存储页表而耗费的大量内存页

在这里插入图片描述

物理内存地址是56bit，其中44bit是物理page号（PPN，Physical Page Number），剩下12bit是offset完全继承自虚拟内存地址。

每个页表项：63-54为预留位，53-10为物理页号，9-0为标志位

xv6使用的是三级页表，首先从satp寄存器中获取最高级页目录的地址，从L2（38:30位）得到索引，根据索引在最高级页目录中找到物理页号（也就是中间级页目录的地址），根据L1（29:21位）得到索引，根据索引在中间级页目录中找到物理页号（也就是最低级页目录的地址），根据L0（20:12位）得到索引，根据索引在最低级页目录中找到物理页号，将最低级的物理页号和offset（11:0位）合并得到最终的56位物理地址。（三级页表的查询方式和每个页表项的结构如上图所示）。

初始化

在kernel/vm.c中声明了内核页表，每个pagetable_t（通过kalloc分配一页空间）包含512个页表项（4096 * 8 / 64 = 512）

typedef uint64 pte_t;
typedef uint64 *pagetable_t; // 512 PTEs
pagetable_t kernel_pagetable; // 内核页表

在main.c中调用kvminit函数创建内核页表，kvminit调用了kvmmake函数，在kvmmake函数中为一些启动必备的区域添加映射到内核页表中，如UART0、VIRTIO0、PLIC、etext、TRAMPOLINE等，

// kernel/vm.c
pagetable_t kpgtbl;kpgtbl = (pagetable_t) kalloc();
memset(kpgtbl, 0, PGSIZE);// uart registers
kvmmap(kpgtbl, UART0, UART0, PGSIZE, PTE_R | PTE_W);// virtio mmio disk interface
kvmmap(kpgtbl, VIRTIO0, VIRTIO0, PGSIZE, PTE_R | PTE_W);
...

以及为每个进程的内核栈建立映射（在每一个进程的生命周期中，必然会通过到系统调用陷入内核。在执行系统调用陷入内核之后，这些内核代码所使用的栈并不是原先进程用户空间中的栈，而是一个单独内核空间的栈，这个称作进程内核栈。）

// Allocate a page for each process's kernel stack.
// Map it high in memory, followed by an invalid
// guard page.
void proc_mapstacks(pagetable_t kpgtbl) {struct proc *p;for(p = proc; p < &proc[NPROC]; p++) {char *pa = kalloc();if(pa == 0)panic("kalloc");uint64 va = KSTACK((int) (p - proc));kvmmap(kpgtbl, va, (uint64)pa, PGSIZE, PTE_R | PTE_W);}
}

添加映射

添加映射使用的函数是kvmmap，将添加va->pa、长度为sz、标志位为perm的映射（PTE）

kvmmap->mappages->walk

// kvmmap调用了mappages
void kvmmap(pagetable_t kpgtbl, uint64 va, uint64 pa, uint64 sz, int perm)
{if(mappages(kpgtbl, va, sz, pa, perm) != 0)panic("kvmmap");
}// 向pagetable页表中添加长度为sz，va->pa，标志为perm的映射
int mappages(pagetable_t pagetable, uint64 va, uint64 size, uint64 pa, int perm)
{uint64 a, last;pte_t *pte;a = PGROUNDDOWN(va);last = PGROUNDDOWN(va + size - 1);for(;;){if((pte = walk(pagetable, a, 1)) == 0) //  mappages使用walk找到最低一级的pte，alloc = 1return -1;if(*pte & PTE_V)panic("remap");*pte = PA2PTE(pa) | perm | PTE_V; // 修改pteif(a == last)break;a += PGSIZE;pa += PGSIZE;}return 0;
}// 根据va返回最低一级的页表项，alloc选项用于当pte无效时，是否创建pte，本质上是软件模拟硬件MMU的过程
pte_t * walk(pagetable_t pagetable, uint64 va, int alloc)
{if(va >= MAXVA)panic("walk");for(int level = 2; level > 0; level--) {pte_t *pte = &pagetable[PX(level, va)];if(*pte & PTE_V) {pagetable = (pagetable_t)PTE2PA(*pte);} else {if(!alloc || (pagetable = (pde_t*)kalloc()) == 0)return 0;memset(pagetable, 0, PGSIZE);*pte = PA2PTE(pagetable) | PTE_V;}}return &pagetable[PX(0, va)];
}

设置/切换页表

  • 内核初始化时/进入内核态时切换为内核页表
  • 进入用户态/进程调度后，切换为对应进程的页表

kvminithart函数，这个函数首先设置了SATP寄存器，kernel_pagetable变量来自于kvminit第一行。所以这里实际上是内核告诉MMU来使用刚刚设置好的page table（在此之前，内核在kernel/start.c中使用w_satp(0);来关闭分页机制）。

// Switch h/w page table register to the kernel's page table,
// and enable paging.
void
kvminithart()
{w_satp(MAKE_SATP(kernel_pagetable)); // 设置satp寄存器，将对应位进行设置sfence_vma(); // 刷新快表
}

进程页表

在进程的结构体中有一个字段为pagetable_t pagetable（User page table），为进程的页表，在用户态时，使用的页表是独立的，符合了操作系统的隔离性，不同进程的虚拟地址所指向的物理地址空间是不同的，进程A无法访问到进程B的内存空间。

// Per-process state
struct proc {struct spinlock lock;// p->lock must be held when using these:enum procstate state;        // Process statestruct proc *parent;         // Parent processvoid *chan;                  // If non-zero, sleeping on chanint killed;                  // If non-zero, have been killedint xstate;                  // Exit status to be returned to parent's waitint pid;                     // Process ID// these are private to the process, so p->lock need not be held.uint64 kstack;               // Virtual address of kernel stackuint64 sz;                   // Size of process memory (bytes)pagetable_t pagetable;       // User page tablestruct trapframe *trapframe; // data page for trampoline.Sstruct context context;      // swtch() here to run processstruct file *ofile[NOFILE];  // Open filesstruct inode *cwd;           // Current directorychar name[16];               // Process name (debugging)
};

riscv.h一些声明

这些宏定义在页表操作中被使用到，如PA2PTE将物理地址转换为页表项，PGROUNDUP表示对sz / PGSIZE的结果进行上取整。

#define PGSIZE 4096 // bytes per page
#define PGSHIFT 12  // bits of offset within a page#define PGROUNDUP(sz)  (((sz)+PGSIZE-1) & ~(PGSIZE-1))
#define PGROUNDDOWN(a) (((a)) & ~(PGSIZE-1))#define PTE_V (1L << 0) // valid
#define PTE_R (1L << 1)
#define PTE_W (1L << 2)
#define PTE_X (1L << 3)
#define PTE_U (1L << 4) // 1 -> user can access// shift a physical address to the right place for a PTE.
#define PA2PTE(pa) ((((uint64)pa) >> 12) << 10)#define PTE2PA(pte) (((pte) >> 10) << 12)#define PTE_FLAGS(pte) ((pte) & 0x3FF)// extract the three 9-bit page table indices from a virtual address.
#define PXMASK          0x1FF // 9 bits
#define PXSHIFT(level)  (PGSHIFT+(9*(level)))
#define PX(level, va) ((((uint64) (va)) >> PXSHIFT(level)) & PXMASK)// one beyond the highest possible virtual address.
// MAXVA is actually one bit less than the max allowed by
// Sv39, to avoid having to sign-extend virtual addresses
// that have the high bit set.
#define MAXVA (1L << (9 + 9 + 9 + 12 - 1))typedef uint64 pte_t;
typedef uint64 *pagetable_t; // 512 PTEs

vm.c主要函数

ptb：pagetable； va : 虚拟地址； pa：物理地址； pte：页表项

与内核页表相关：

  • kvminit：创建内核页表的一些固定映射

  • kvminithart：使用内核页表

  • kvmmap：向内核页表中添加va->pa，flag为perm|PTE_V的映射

  • kvmpa：根据内核页表将va转换成pa

与进程页表相关：

  • uvmunmap：在ptb中移除va开始的npages个页的叶子级别映射（最低一级页表的映射），并根据do_free参数选择是否释放对应的物理空间（与freewalk配合使用来释放页表）
  • uvmcreate：创建一个空的页表
  • uvminit：用于加载第一个进程的initcode到va = 0处
  • uvmalloc：在进程页表中创建新的PTE和分配对应的物理内存，用于将进程空间从oldsz增大到newsz
  • uvmdealloc：在进程页表中修改进程空间，从oldsz到newsz（用于回收用户页表中的页面）
  • uvmfree：把进程页表空间释放，把最低一级PTE的条目清空，并删除对应的物理页（uvmunmap）。并将最高级和中间级的PTE条目也清空，并清空物理页(freewalk)
  • uvmcopy：将old ptb的sz个页空间拷贝到new ptb（用于fork系统调用，将父进程的页表映射复制到子进程的页表映射，虚拟地址对应的物理地址不同，但内容相同）
  • uvmclear：将用户页表的最低一级PTE条目的PTE_U标志去除，用于exec函数设置守护页

kvm开头和uvm开头的函数都在内核态中运行，使用的都是内核页表，但操作的对象不同

工具方法：

  • walk：根据ptb和va，返回对应的最低一级PTE

  • walkaddr：根据ptb和va，找到对应的pte，并使用PTE2PA，返回pa

  • freewalk：递归释放指定页表的所有项，叶子节点在调用之前必须已经被清空，否则会陷入freewalk leaf

  • mappages：根据给定的ptb, va, pa, size, perm在三级页表中创建映射

  • copyout：将内核空间的n个字节拷贝至用户空间

  • copyin：将用户空间的n个字节拷贝至内核空间

  • copyinstr：将用户空间的max个字符串（必须以‘\0’结尾）拷贝至内核空间

copyin

int copyin(pagetable_t pagetable, char *dst, uint64 srcva, uint64 len)
{uint64 n, va0, pa0;while(len > 0){va0 = PGROUNDDOWN(srcva);pa0 = walkaddr(pagetable, va0);if(pa0 == 0)return -1;n = PGSIZE - (srcva - va0);if(n > len)n = len;memmove(dst, (void *)(pa0 + (srcva - va0)), n);len -= n;dst += n;srcva = va0 + PGSIZE;}return 0;
}

从给定进程页表的虚拟地址srcva中拷贝len字节到内核地址dst中，由于此时运行在内核态中，因此char* dst会通过硬件MMU自动翻译成对应的物理地址（使用内核页表），而scrva对应的物理地址要使用walkaddr（软件模拟MMU的方法）从进程页表中找到对应的物理地址进行拷贝

copyout

int copyout(pagetable_t pagetable, uint64 dstva, char *src, uint64 len)
{uint64 n, va0, pa0;while(len > 0){va0 = PGROUNDDOWN(dstva);pa0 = walkaddr(pagetable, va0);if(pa0 == 0)return -1;n = PGSIZE - (dstva - va0);if(n > len)n = len;memmove((void *)(pa0 + (dstva - va0)), src, n);len -= n;src += n;dstva = va0 + PGSIZE;}return 0;
}

与copyin类似，只不过拷贝方向相反。

这篇关于MIT 6s081 blog 1.xv6内存管理的文章就介绍到这儿，希望我们推荐的文章对编程师们有所帮助！


http://www.chinasem.cn/article/609582。

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