不落辰

• void *mmap(void *addr, size_t length, int prot, int flags, int fd, off_t offset);

• 本实验实现了简易的mmap syscall(阉割版). 实现所谓的将”文件映射到内存”

• 对比

  • 现代OSmmap : disk -> kernel buf. user va映射到kernel bu
  • 实现的xv6mmap : disk -> kernel buf -> user physical mem. user va映射到 physical mem
    • 且没有实现MAP_PRIVATE,MAP_SHARED时的共享mem,也没实现MAP_PRIVATE的cow

• 实现关键 : lazy allocation

  • mmap 先获取一块vma区域 但并不建立映射, 仅仅设定这块va合法 ; 当发生pgfault的时候，再读取文件相应内容 , 为va建立映射 , 然后返回.
  • munmap 就是解除vma内建立了映射的va

• mmap优势

  • 效率高，高于普通的read file
    • 比起read少一次拷贝. 映射到kenerl buf
    • 减少陷入内核次数，减少上下文切换开销.(read每次都陷入)
    • lazy allocation(不必一次全部读入)
  • 更加方便user读写文件
    • 这也就是mmap所谓的 “映射文件到用户进程”。
    • user调用mmap之后 , 可以将对内存的读写看成对文件的读写,如何加载数据,如何落入磁盘 等都不需要user管.

prot : 对内存权限 ; flags : 对file权限。 二者不可冲突

实现二级间接块、实现软链接系统调用

创建写入文件例子
有待复习

• xv6文件系统解析
  • 重点在bcache和log
  • 有待复习

todo
关于双缓冲的思想

• part1 : 协程
  • thread_yield -> thread_schduler
    
• cond_broadcast 唤醒后 没拿到lock的thread还需要再次被cond_broadcast吗 ?
  • 不需要
  • 因为cond将一系列等待该cond的thread（BCD thread）串在了一起，当Athread broadcast广播唤醒该cond时，这一系列thread（BCDthread）都不再受阻于该cond约束。
  • 之后谁拿到锁谁往下走就行了，与cond无关

• 线程调度流程 : user thread A -> kernel thread A -> scheduler thread -> kernel thread B -> user thread B
  

• xv6和OS的线程调度策略 : pre-emptive scheduling(定时器中断) + voluntary scheduling(kernel thread主动swtch)

• xv6的3个thread

  • user process的user thread (上下文在trapframe)
  • user process的kernel thread (上下文在trapframe和context)
  • 每个cpu核 的 scheduler thread (上下文在cpu.context)

• thread切换核心 : swtch

  • 用于实现 kernel thread 和 scheduler thread的切换
  • 切换return addr , kernel stack pointer , callee saved regs

• 本实验之前 fork之后 child process 立刻 拷贝 parent的physical mem 并建立映射.

• 本实验之后 ：不必拷贝. copy on write.

  • 思想：推迟为child分配和复制物理内存页，直到实际需要副本。
  • 实现
    • 1. fork , 进行假分配
    • 2. copy on write , 进行真分配
      • 根据physical page的ref cnt(是否为1)来判断是否需要cow
      • cow分为三部分
        • 复制物理内存
        • 取消pte的cow标志位
        • proc的pgtbl上建立映射
    • 3. cow之后 返回到造成pgfault的指令继续执行.

• 哪个process copy on write ?

  • 哪个process先写，就哪个porcess的pgtbl进行copy on write.

• 当parent process A fork 出 BCDE process 后

  • 1. A写. 触发pgfault
    • 则A进行cow. 且A只会影响自己的pgtbl. 不会改变BCDE的pgtbl
  • 2. BCD写. 触发pgfault
    • 则BCD进行cow. 同1
  • 3. E写.
    • 尽管此时只有E一个proc引用该mem，但仍然会pagefault. 因为E的pgtbl上的pte并没有任何改变. 仍然有cow的标志位
    • 故E也进入pgfault handler.(walkaddrforwrite)
    • E发现physical page的ref cnt = 1 , 故不再需要复制物理内存,重新建立映射. 直接去掉cow标志位即可返回.

• Interrupt中断概述
  • 驱动(管理设备的代码)架构：Handler + Bottom
  • interrupt Handler : 即 Bottom
  • 例子 : kernel读取用户字符传给shell,并显示在终端上
    • PLIC路由中断;UART传输字符
    • 
  • Interrupt的并发性
    • 发出Interrupt的设备与cpu并行
    • 中断会停止当前进程(user -> uservec / kernel -> kernelvec)
    • 驱动的top和bottom是并行的.(一个cpu上跑top , 一个cpu上跑bottom)

本篇有待复习、总结

易知x86-64都实现了lazy allocation
例如malloc一块很大的内存，直到对这个内存进行写/读之前，都不会

为xv6实现懒分配lazy allocation

• lazy allocation
  • 目的 : 为防止sbrk大量内存但实际上并没有使用的情况
  • 实现 : 通过 虚拟内存 和 page fault handler
    • 阶段1. 设定va为合法
      • sbrk系统调用 : 仅仅设定user的这段va是合法的，而不分配内存建立映射。
    • 阶段2. 使用va触发pagefault, 进行响应(handle)
      • pagefault handelr : 为va 分配一块physical page 并 建立映射
      • 阶段2中对于va
        • user使用无效 userva
          • MMU –检测–> trap –> pagefault handler
        • kernel使用无效 userva
          • argaddr 中检测 –> pagefault handelr
    • 3. pgfault handelr之后 返回到造成pgfault的指令继续执行.