XV6學習筆記(2) :記憶體管理

在學習筆記1中，完成了對於pc啟動和載入的過程。目前已經可以開始在c語言程式碼中運行了,而當前已經開啟了分頁模式，不過是兩個4mb的大的記憶體頁，而沒有開啟小的記憶體頁。接下來就可以從main.c的init函式開始

這裡會和JOS做一個對比

首先看一下在執行main.c之前的實體記憶體分佈

0x0000-0x7c00     載入程式的棧

0x7c00-0x7d00     載入程式的程式碼(512位元組)

0x10000-0x11000   核心ELF檔案頭(4096位元組)

0xA0000-0x100000  裝置區

0x100000-0x400000 Xv6作業系統(未用滿)

1. Kinit1函式

1.1 xv6中的kinit1函式

int

main(void)

{

  kinit1(end, P2V(4*1024*1024)); // phys page allocator

  kvmalloc();      // kernel page table

  //....

}

這是main函式的開始。所以我們先從kinit1開始

這裡的end地址就是kernel從0x80100000開始。然後是核心的程式碼段 + 只讀資料段+ stab段+ stabstr + 資料段 + .bss段這些之後的起始地址。如下圖所示。

void

kinit1(void *vstart, void *vend)

{

  initlock(&kmem.lock, "kmem");

  kmem.use_lock = 0;

  freerange(vstart, vend);

}

這裡的vstart就是end的地址而vend是KERNBASE + 4MB = 0x80400000
這裡就是把[vstart, 0x80400000]的記憶體按頁(4kb大小)進行free
kree這裡會把他插入到freelist中

void

freerange(void *vstart, void *vend)

{

  char *p;

  p = (char*)PGROUNDUP((uint)vstart);

  for(; p + PGSIZE <= (char*)vend; p += PGSIZE)

    kfree(p);

}

//PAGEBREAK: 21

// Free the page of physical memory pointed at by v,

// which normally should have been returned by a

// call to kalloc().  (The exception is when

// initializing the allocator; see kinit above.)

void

kfree(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);

}

好了這裡就可以完成整個free操作了

1.2 jos的boot_alloc函式

和上面的是非常類似的

當第一次執行的時候nextfree是空這裡會進行第一次分配。這裡的起始地址也是end的地址
然後返回這一段分配的地址，並更新nextfree

static void *

boot_alloc(uint32_t n)

{

	static char *nextfree;	// virtual address of next byte of free memory

	char *result = NULL;

	// Initialize nextfree if this is the first time.

	// 'end' is a magic symbol automatically generated by the linker,

	// which points to the end of the kernel's bss segment:

	// the first virtual address that the linker did *not* assign

	// to any kernel code or global variables.

	if (!nextfree) {

		extern char end[];

		nextfree = ROUNDUP((char *) end + 1, PGSIZE);

	}

	// Allocate a chunk large enough to hold 'n' bytes, then update

	// nextfree.  Make sure nextfree is kept aligned

	// to a multiple of PGSIZE.

	//

	// LAB 2: Your code here.

	if (n > 0) {

		result = nextfree;

		nextfree = ROUNDUP(nextfree + n, PGSIZE);

	} else if (n == 0) {

		result = ROUNDUP(nextfree, PGSIZE);

	} else {

		panic("boot_alloc(n): n < 0\n");

	}

	cprintf("boot_alloc(): nextfree=%08x\n", nextfree);

	if ((uintptr_t) nextfree >= KERNBASE + PTSIZE) {

		panic("boot_alloc(): out of memory\n");

	}

	return result;

}

2. kvmalloc

void

kvmalloc(void)

{

  kpgdir = setupkvm();

  switchkvm();

}

這裡我們先看一下setupkvm

// Set up kernel part of a page table.

pde_t*

setupkvm(void)

{

  pde_t *pgdir;

  struct kmap *k;

  if((pgdir = (pde_t*)kalloc()) == 0) // 分配pgdir

    return 0;

  memset(pgdir, 0, PGSIZE);

  if (P2V(PHYSTOP) > (void*)DEVSPACE)

    panic("PHYSTOP too high");

  for(k = kmap; k < &kmap[NELEM(kmap)]; k++) //遍歷kmap進行對映

    if(mappages(pgdir, k->virt, k->phys_end - k->phys_start,

                (uint)k->phys_start, k->perm) < 0) {// 如果對映失敗則 free掉

      freevm(pgdir);

      return 0;

    }

  return pgdir;

當然這裡引出了很多函式

1. kalloc函式

從我們的空閒佇列中獲得一個指標。返回

char*

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;

}

2. kmap指明瞭核心中需要對映的區域：

// This table defines the kernel’s

// every process’s page table.

static struct kmap {

   void *virt;

   uint phys_start;

   uint phys_end;

   int perm;  //許可權

} kmap[] = {

   { (void*)KERNBASE, 0, EXTMEM, PTE_W }, // I/O space

   { (void*)KERNLINK, V2P(KERNLINK), V2P(data), 0 }, // kern text+rodata

   { (void*)data,V2P(data), PHYSTOP, PTE_W }, // kern data+memory

   { (void*)DEVSPACE, DEVSPACE, 0, PTE_W }, // more devices

};

3. mappages函式

給定虛擬地址va和實體地址pa
把[va , va + size]和 [pa, pa + size]進行對映。並且以perm位

static int

mappages(pde_t *pgdir, void *va, uint size, uint pa, int perm)

{

  char *a, *last;

  pte_t *pte;

  a = (char*)PGROUNDDOWN((uint)va);

  last = (char*)PGROUNDDOWN(((uint)va) + size - 1);

  for(;;){

    if((pte = walkpgdir(pgdir, a, 1)) == 0)

      return -1;

    if(*pte & PTE_P)

      panic("remap");

    *pte = pa | perm | PTE_P;

    if(a == last)

      break;

    a += PGSIZE;

    pa += PGSIZE;

  }

  return 0;

}

4.walkpgdir函式

這裡關於頁的操作要補充一些關於頁表操作的知識

首先頁表目錄結構如下。4gb記憶體32地址的話

//

// +--------10------+-------10-------+---------12----------+

// | Page Directory |   Page Table   | Offset within Page  |

// |      Index     |      Index     |                     |

// +----------------+----------------+---------------------+

//  \--- PDX(va) --/ \--- PTX(va) --/

// page directory index

#define PDX(va)         (((uint)(va) >> PDXSHIFT) & 0x3FF)

// page table index

#define PTX(va)         (((uint)(va) >> PTXSHIFT) & 0x3FF)

// construct virtual address from indexes and offset

#define PGADDR(d, t, o) ((uint)((d) << PDXSHIFT | (t) << PTXSHIFT | (o)))

#define PTXSHIFT        12      // offset of PTX in a linear address

#define PDXSHIFT        22      // offset of PDX in a linear address

// Address in page table or page directory entry

#define PTE_ADDR(pte)   ((uint)(pte) & ~0xFFF)

這裡的操作用到了PTE_ADDR函式

0xFFF = 1111 | 1111 | 1111

~0xFFF = 0000 | 0000 | 0000

#其實就是把最後12位設定為0

這裡就是獲取指定虛擬地址的pte條目

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;

    // Make sure all those PTE_P bits are zero.

    memset(pgtab, 0, PGSIZE);

    // The permissions here are overly generous, but they can

    // be further restricted by the permissions in the page table

    // entries, if necessary.

    *pde = V2P(pgtab) | PTE_P | PTE_W | PTE_U;

  }

  return &pgtab[PTX(va)];

}

整個對映完的圖如下

而在xv6的二級頁表條目管理如下

5. switchkvm函式

這個函式就是把kernel的pagedir傳輸到cr3暫存器中

kenel的pagedir由上面的操作獲得

// Switch h/w page table register to the kernel-only page table,

// for when no process is running.

void

switchkvm(void)

{

  lcr3(V2P(kpgdir));   // switch to the kernel page table

}

3. kinit2函式

在main函式進入這個函式之前還有好多別的函式。但是這個進入第一個使用者程序之前的最後一個函式，

kinit2()將[0x400000, 0xE00000]範圍內的實體地址納入到記憶體頁管理之中。至此，Xv6的記憶體頁管理系統和核心頁表已經全部建立完畢。需要注意的是，這個核心頁表(kpgdir變數)只會在排程器執行時被使用。對於每一個使用者程序，都會擁有自己獨自的完整頁表，其中也包含了一份一模一樣的核心頁表。

void

kinit2(void *vstart, void *vend)

{

  freerange(vstart, vend);

  kmem.use_lock = 1;

}

此時的虛擬記憶體和實體記憶體的對映關係如下

虛擬地址	對映到實體地址	內容
[0x80000000, 0x80100000]	[0, 0x100000]	I/O裝置
[0x80100000, 0x80000000+data]	[0x100000, data]	核心程式碼和只讀資料
[0x80000000+data, 0x80E00000]	[data, 0xE00000]	核心資料+可用實體記憶體
[0xFE000000, 0]	[0xFE000000, 0]	其他通過記憶體對映的I/O裝置

參考1

參考2

XV6學習筆記(2) :記憶體管理