xv6學習筆記分頁機制和記憶體管理

mmu.h原始碼中給出了xv6虛擬位址的構成，及所代表的含義

mmu.h中還有頁表的相關資訊，每個頁目錄都與1024條記錄，每乙個頁表中也有1024條記錄，每一頁的大小4096位元組，也就是4kb。

// page directory and page table constants.
#define npdentries     1024    // # directory entries per page directory
#define nptentries     1024    // # ptes per page table核心載入到記憶體後，在main函式中，首先呼叫kinit1()，由於這時候的虛擬位址 [kernbase, kernbase+4mb) 對映到 實體地址[0, 4mb)，所以核心實際能用的虛擬位址空間顯然是不足以完成正常工作的，所以初始化過程中需要重新設定頁表。如圖：
xv6在main函式中呼叫kinit1和kinit2來初始化物理記憶體。
kinit1初始化核心末尾到物理記憶體4m的物理記憶體空間為未使用。呼叫freerange將空閒記憶體加入到空閒記憶體鍊錶中
void kinit1(void *vstart, void *vend) 
kinit1(end, p2v(4*1024*1024));

在核心構建了新頁表後，能夠完全訪問核心的虛擬位址空間，然後kinit2初始化剩餘核心空間到phystop為未使用，開始了鎖機制保護空閒記憶體鍊錶。

void kinit2(void *vstart, void *vend)
kinit2(p2v(4*1024*1024), p2v(phystop));

之前說呼叫kinit2之前需要構建新的頁表，main函式通過呼叫kvmalloc函式來實現核心新頁表的初始化。通過初始化，最後記憶體布局和位址空間如下：核心末尾實體地址到實體地址phystop的記憶體空間未使用；虛擬位址空間kernbase以上部分對映到物理記憶體低位址相應位置

void
kvmalloc(void)

在說一下 walkpgdir，這個函式用來計算pte(頁表條目)的位址，他會根據va的前十位來先找到在頁目錄的條目。如果該條目不存在，說明該頁表不存在；如果alloc引數被設定，walkpgdir會分配頁表頁並將其實體地址放到頁目錄中。最後用虛擬位址的接下來10位來找到其在頁表中的 pte位址。

return 0;}

#define pdx(va) (((uint)(va) >> pdxshift) & 0x3ff)

static pte_t *walkpgdir(pde_t *pgdir, const void *va, int alloc)

else

return &pgtab[ptx(va)];

}另外，在setupkvm中，所有的對映，最後都儲存在kmap這樣乙個結構體中，下面這是kmap的結構

// every process's page table.

static struct kmap kmap = , // i/o space

, // kern text+rodata

, // kern data+memory

, // more devices

};xv6對上層提供kalloc和kfree介面來管理物理記憶體，上層無需知道具體的細節，kalloc返回虛擬位址空間的位址，kfree以虛擬位址為引數，通過kalloc和kfree能夠有效管理物理記憶體，讓上層只需要考慮虛擬位址空間。

kalloc分配4kb(相當於一頁的大小)的物理記憶體，並返回乙個核心可以使用的指標，如果返回0說明這頁無法被分配。

kfree以虛擬位址為引數，用來釋放一頁的記憶體空間

void kfree(char *v)
// allocate one 4096-byte page of physical memory.
// returns a pointer that the kernel can use.
// returns 0 if the memory cannot be allocated.
char* kalloc(void)

xv6將未分配的記憶體組成乙個鍊錶，乙個結構體

struct run ;
struct kmem;

xv6實際上通過儲存虛擬位址空間的freelist，然後通過頁表找到實體地址。由此，層呼叫的只需要想著「虛擬位址a對應的一頁釋放為空閒頁」「分配一頁返回虛擬位址給我」即可。

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