6.S081 lab6 cow

1. riscv.h中的修改

#define PTE_RSW (1L << 8)   // 用于cow的页表项标志位
#define GO(addr) (((addr) - KERNBASE) / PGSIZE)
// 把一个物理页映射为一个数组标号，下面的ref_count[GO(addr)]
//表示地址为addr的物理页的引用计数

2. kalloc.c 中的修改

unsigned char ref_count[32*1024];  // 页面的引用计数
struct spinlock ref_lock;    // 包含上面数组的锁void
kfree(void *pa)
{struct run *r;uint64 cou = GO((uint64)pa);acquire(&ref_lock);if(ref_count[cou] >= 2){ref_count[cou]--;release(&ref_lock);return;}ref_count[cou] = 0;release(&ref_lock);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 *
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 junkuint64 cou = GO((uint64)r);ref_count[cou]++;}return (void*)r;
}

对kfree的修改就是增加查看需要释放的页面的引用计数这一步，只有ref<=1才会释放该页面。小心，在查看页面的引用计数的时候一定要加锁保护，这里可能有竞争。kalloc就是在分出页面的时候，增加该页面的引用计数，这里不需要加锁，因为该页面目前只分给了这一个进程。

3. trap.c的修改

 else if(r_scause() == 15){pte_t *pte = walk(p->pagetable, r_stval(), 0);if(pte == 0 || (*pte & PTE_RSW) == 0){p->killed = 1;printf("%p\n", *pte);printf("usertrap(): unexpected scause %p pid=%d\n", r_scause(), p->pid);printf("%s,       sepc=%p stval=%p\n",p->name, r_sepc(), r_stval());}else{page_w_fault(pte, p, 0);    }}

在usertrap中额外增加异常号15的判断。page_w_fault用来处理cow的页错误，该函数的实现放在vm.c中。

4. vm.c的修改

这里是改动比较多的地方

//修改了copyout, uvmcopy,增加了page_w_fault函数
int
uvmcopy(pagetable_t old, pagetable_t new, uint64 sz)
{pte_t *pte;uint64 pa, i;uint flags;for(i = 0; i < sz; i += PGSIZE){if((pte = walk(old, i, 0)) == 0)panic("uvmcopy: pte should exist");if((*pte & PTE_V) == 0)panic("uvmcopy: page not present");*pte = (*pte & (~PTE_W)) | PTE_RSW;pa = PTE2PA(*pte);flags = PTE_FLAGS(*pte);/*if((mem = kalloc()) == 0)goto err;memmove(mem, (char*)pa, PGSIZE);*/pte = walk(new, i, 1);if(pte == 0)goto err;*pte = PA2PTE(pa) | flags;acquire(&ref_lock);ref_count[GO((uint64)pa)]++; release(&ref_lock);/*if(mappages(new, i, PGSIZE, (uint64)mem, flags) != 0){kfree(mem);goto err;}*/}return 0;err:uvmunmap(new, 0, i / PGSIZE, 1);return -1;
}

现在的uvmcopy函数，先拿到old_pagetable的pte条目，然后清除掉W位，加上RSW位。传入新页表new，调用walk函数，得到新页表的pte条目，填写方式为需要映射到的物理地址pa 与上标志位flags。循环结束时就把新页表的表项填好了。注意两点：

新进程和旧进程的页表是独立的，它们页表项占用分别的物理内存，只是页表项把虚拟地址空间映射到同一片物理地址空间（新老进程的第一级，第二级页表条目可能不一样，只有第三级页表条目是一样的）。
每次填写好新进程的页表项后，对应物理页面的引用计数加1，这里需要加锁保护。

int page_w_fault(pte_t *pte, struct proc* p, int sign){uint64 pa = PTE2PA(*pte);acquire(&ref_lock);if(ref_count[GO(pa)] <= 0){release(&ref_lock);panic("ref error");}if(ref_count[GO(pa)] == 1){*pte |= PTE_W;*pte &= ~PTE_RSW;release(&ref_lock);}else{uint64 paddr = (uint64)kalloc();if(paddr == 0){printf("now more memory\n");if(sign == 1){release(&ref_lock);return -1;}elsep->killed = 1;}else{*pte = PA2PTE(paddr) | PTE_W | PTE_R | PTE_X | PTE_U | PTE_V;memmove((void*)paddr, (void*)pa, PGSIZE);ref_count[GO(pa)]--;}release(&ref_lock);}return 0;
}

有两个地方会调用page_w_fault，一个是在usertrap中，另一个是在copyout中。两者在内存不够的情况处理是不一样的，因此额外用了一个sign标志位。sign为0表示在usertrap中调用，1表示在copyout中调用。

同样的，这里在访问引用计数数组时也需要加锁保护。
如果该页面引用计数为1，就不需要额外申请页面了，在PTE条目中加上W位即可。
如果该页面引用计数大于1，就额外申请一个页面，然后修改PTE，使之指向新的页面即可，相应的原页面引用计数减少1（这里记得把页面内容copy过去，之前忘了这件事，debug了半天）。
如果申请页面失败，对于在trap中调用的情况，就把该进程杀死，如果在copyout中调用，就返回-1，表示申请失败。

int
copyout(pagetable_t pagetable, uint64 dstva, char *src, uint64 len)
{uint64 n, va0, pa0;pte_t   *pte;while(len > 0){va0 = PGROUNDDOWN(dstva);if(va0 >= MAXVA)return -1;pte = walk(pagetable, va0, 0);if(pte == 0)return -1;if((*pte & PTE_V) == 0)return -1;if((*pte & PTE_U) == 0)return -1;if(((*pte & PTE_W) == 0) && (*pte & PTE_RSW)){if(page_w_fault(pte, myproc(), 1) == -1){return -1;}  }pa0 = PTE2PA(*pte);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;
}

copyout原本是调用walkaddr获取对应物理地址，现在改为用walk获取页表条目（这样才能判断是否需要调用page_w_fault函数），顺便把walkaddr中做的检查都搬到copyout中来了。

OK，这个lab就做完了。

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