xv6閱讀報告

一：XV6 執(zhí)行 main.c 時，內(nèi)存布局是怎樣的（其中已有哪些內(nèi)容）？
首先經(jīng)過entry.S，使得
1：內(nèi)核代碼存在于物理地址低地址的0x100000處具體怎樣實現(xiàn)的不清楚？
2：通過頁表為main.c文件中的entrypgdir數(shù)組，使得虛擬地址 [KERNBASE, KERNBASE+4MB) 映射到物理地址[0, 4MB)

pde_t entrypgdir[NPDENTRIES] = {//Map VA's [0, 4MB) to PA's [0, 4MB)[0] = (0) | PTE_P | PTE_W | PTE_PS,//|或操作// Map VA's [KERNBASE, KERNBASE+4MB) to PA's [0, 4MB)[KERNBASE>>PDXSHIFT] = (0) | PTE_P | PTE_W | PTE_PS, };

其中PTE_P =0x001 PTE_W=0x002 PTE_U=0x004 PDXSHIFT=22(4MB)具體怎樣實現(xiàn)的不清楚？

二： XV6 的動態(tài)內(nèi)存管理是如何完成的？ 有一個 kmem（鏈表），用于管理可分配的物理內(nèi)
存頁。（vend=0x00400000，也就是可分配的內(nèi)存頁最大為 4Mb）
首先明確動態(tài)內(nèi)存管理是什么？指的是物理地址如何管理的(與虛擬無關(guān))
XV6將物理地址按照頁(4MB)連接成鏈表，當(dāng)需要申請一個物理頁時，就從freelist中摘下一頁

struct {struct spinlock lock;int use_lock;struct run *freelist; } kmem;

可以看到主要擁有數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)struct run *freelist，這個類似于利用鏈表管理頁表當(dāng)想分配頁表時，利用函數(shù)kalloc(void)，當(dāng)想回收頁表時，利用函數(shù)kfree(char *v)

那么分配器從哪里獲得內(nèi)存來存放這些數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)呢？實際上，分配器將每個空閑頁的 run 結(jié)構(gòu)體保存在該空閑頁本身中，因為空閑頁中沒有其他數(shù)據(jù)。分配器還用一個 spin lock來保護空閑鏈表。鏈表和這個鎖都封裝在一個結(jié)構(gòu)體中，這樣邏輯就比較明晰：鎖保護了該結(jié)構(gòu)體中的域

那么freelist是如何初始化的呢？
是通過main.cc里的kinit1和kinit2進行初始化
kinit1(end, P2V(410241024))
kinit2(P2V(410241024), P2V(PHYSTOP))
1：從這里我們可以看到，是將end（這里是kernal data=end）到PHYSTOP之間的物理地址初始化給freelist因為0x0到0x01000000分配給I/O，0x01000000-kernal data分配給內(nèi)核數(shù)據(jù)和代碼。那至于PHYSTOP到-0xffffffff的數(shù)據(jù)如何初始化，我也不知道
2：在memlayout.h中有如下定義

static inline uint v2p(void *a) { return ((uint) (a)) - KERNBASE; } static inline void *p2v(uint a) { return (void *) ((a) + KERNBASE); }

可以看到xv6中物理地址轉(zhuǎn)為虛擬地址直接+KERNBASE，原因在于xv6將
虛擬地址KERNBASE：KERNBASE+PHYSTOP直接映射為物理地址的0:PHYSTOP所以直接加減很方便的實現(xiàn)轉(zhuǎn)化

為什么要分開成兩部初始化？
我的理解是kinit1使用的是頁表entrypgdir，所以只能初始化4MB，而kinit2使用的是kpgdir ，所可以初始化其他部分。同時由于后期再構(gòu)建新頁表時也要使用頁表轉(zhuǎn)換機制來找到實際存放頁表的物理內(nèi)存空間，這就構(gòu)成了自舉問題具體怎樣實現(xiàn)的不清楚？

初始化操作解讀：以kinit1為例子

void kinit1(void *vstart, void *vend) {initlock(&kmem.lock, "kmem");kmem.use_lock = 0;freerange(vstart, vend); }

可以看到調(diào)用freerange，freerange可以理解為初始化vstart到vend的物理頁

void freerange(void *vstart, void *vend) {char *p;p = (char*)PGROUNDUP((uint)vstart);for(; p + PGSIZE <= (char*)vend; p += PGSIZE)kfree(p); }

可以看到vstart轉(zhuǎn)化成p ，根據(jù)判斷 p + PGSIZE <= (char*)vend即一次初始化一頁，知道到達vend停止，kfree為初始化一頁

voidkfree(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);}

可以看到kfree主要執(zhí)行
1：判斷是否越界 小于end或者大于PHYSTOP
2：將物理地址對應(yīng)的值初始化為1
3：將物理頁放在freelist上

三： XV6 的虛擬內(nèi)存是如何初始化的？畫出 XV6 的虛擬內(nèi)存布局圖，請說出每一部分對應(yīng)的
內(nèi)容是什么。 見 memlayout.h 和 vm.c 的 kmap 上的注釋
首先明白什么是虛擬內(nèi)存是如何初始化？其實這里應(yīng)該理解為如何為進程的虛擬空間的內(nèi)核空間分配物理頁。首先明確幾點
1：進程的虛擬空間分為用戶空間和內(nèi)核空間，每個進程的用戶空間單獨享有，內(nèi)核空間共享。用戶空間是在創(chuàng)建進程的時候分配，內(nèi)核空間實在操作系統(tǒng)初始化后分配
2：因為用戶的內(nèi)核空間目前還只有虛擬頁，理解為用戶空間的內(nèi)核空間第i頁有什么呢？內(nèi)核代碼？沒有，內(nèi)核數(shù)據(jù)？沒有，因為此時還沒有對應(yīng)物理頁，所以我們需要建立虛擬空間到物理空間的映射關(guān)系

虛擬內(nèi)存的初始化是main.c中的kvmalloc()執(zhí)行

kvmalloc(void) {kpgdir = setupkvm();switchkvm(); }

可以看到關(guān)鍵是setupkvm，返回一個目錄kpgdir ，這就是用戶的內(nèi)核空間頁表[PTE]

pde_t* setupkvm(void) {pde_t *pgdir;struct kmap *k;//分配頁表if((pgdir = (pde_t*)kalloc()) == 0)return 0;memset(pgdir, 0, PGSIZE);if (p2v(PHYSTOP) > (void*)DEVSPACE)panic("PHYSTOP too high");for(k = kmap; k < &kmap[NELEM(kmap)]; k++)//kmap[NELEM(kmap)]=kmap[4]if(mappages(pgdir, k->virt, k->phys_end - k->phys_start, (uint)k->phys_start, k->perm) < 0)//return 0;return pgdir; }

setupkvm主要完成以下工作：

1：if((pgdir=(pde_t*)kalloc()) == 0) kalloc()為申請一頁物理地址，返回為pgdir。
補充：注意到kalloc()

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; }

是從freelist中申請一頁，而這一頁正好是我們kinit1初始化的！
2：完成映射整塊【很多頁】虛擬地址到物理地址的映射工作，相當(dāng)于此時pgdir就已經(jīng)是一項項頁表，內(nèi)含物理地址，虛擬地址，PTE_P，PTE_W，PTE_PS等等
這里我們必須看一下

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 內(nèi)核代碼加數(shù)據(jù){ (void*)data, V2P(data), PHYSTOP, PTE_W}, // kern data+memory{ (void*)DEVSPACE, DEVSPACE, 0, PTE_W}, // more devices };

kmap由四值組成，分別是虛擬地址 ，物理起始地址，物理結(jié)束地址，是否可讀
而執(zhí)行具體的初始化頁表項的操作是由mappages完成

mappages(pde_t *pgdir, void *va, uint size, uint pa, int perm) {char *a, *last;pte_t *pte;a = (char*)PGROUNDDOWN((uint)va);//將va轉(zhuǎn)為起始地址a last = (char*)PGROUNDDOWN(((uint)va) + size - 1);//計算結(jié)束地址last for(;;){//一直for循環(huán)if((pte = walkpgdir(pgdir, a, 1)) == 0)//完成一頁虛擬地址到物理地址的映射return -1;if(*pte & PTE_P)panic("remap");*pte = pa | perm | PTE_P;if(a == last)//當(dāng)起始地址達到結(jié)束地址時，跳出for循環(huán)break;a += PGSIZE;pa += PGSIZE;}return 0; }

mappages主要完成起始就是從起始地址a到結(jié)束地址last，將其中的虛擬地址映射為物理地址。而walkpgdir是將一頁虛擬與物理的映射

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;memset(pgtab, 0, PGSIZE);*pde = v2p(pgtab) | PTE_P | PTE_W | PTE_U;}return &pgtab[PTX(va)]; }

可以看到 *pde = v2p(pgtab) | PTE_P | PTE_W | PTE_U;這里可以理解為pde 就含有物理地址，是否存在，是否寫，屬于哪個用戶信息
至此，分配結(jié)束

此時我們可以看一下，整個虛擬空間和內(nèi)核空間的映射如下
僅僅是個人猜測
關(guān)于對應(yīng)關(guān)系：
首先說明一些宏定義：
虛擬地址：
#define KERNBASE 0x80000000 // 內(nèi)核虛擬地址的起始位置
#define EXTMEM 0x100000 // 擴展內(nèi)存的起始位置
#define KERNLINK (KERNBASE+EXTMEM) //內(nèi)核的連接地址
#define DEVSPACE 0xFE000000 // 其余設(shè)備在高地址空間
物理地址：
#define PHYSTOP 0xE000000 // 224M的物理內(nèi)存
說明：0xFFFFFFFF不知道書寫是否正確，反正就是到頂

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的高级操作系统——XV6内存管理的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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