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第五章．（实验4）缺页异常的处理
5.1 实验内容
实验要求：在APP里写递归程序，其执行过程导致栈的不断增长。在代理内核中实现缺页中断的处理例程（trap），使其能够支撑递归程序的正确执行。
练习一：缺页中断实例的完善（需要编程）
在"pk/mmap.c"内有__handle_page_fault()函数，完善该函数，实现缺页中的处理。
202 static int __handle_page_fault(uintptr_t vaddr, int prot)
203 {
204 printk("page fault vaddr:0x%lx\n", vaddr);
205 //your code here
206 //start------------>
207 pte_t* pte =0;
208
209 //<-----------end
210 if (pte == 0 || *pte == 0 || !__valid_user_range(vaddr, 1))
211 return -1;
212 else if (!(*pte & PTE_V))
213 {
214
215 //your code here
216 //start--------->
217
218 uintptr_t ppn =0;
219 vmr_t* v = NULL;
220
221 //<----------end
当你完成__handle_page_fault()函数后，可进行如下测试：
编译app目录下，实验四相关文件：
$ riscv64-unknown-elf-gcc app/app4_1.c -o app/elf/app4_1
$ riscv64-unknown-elf-gcc app/app4_2.c -o app/elf/app4_2
使用spike运行，预期输出如下：
spike obj/pke app/elf/app4_1
PKE IS RUNNING
page fault vaddr:0x0000000000011000
page fault vaddr:0x000000007f7ecc00
page fault vaddr:0x00000000000100c0
page fault vaddr:0x000000007f000000
page fault vaddr:0x000000007f001000
$ spike obj/pke app/elf/app4_1
//递归程序可正常运行
如果你的两个测试app都可以正确输出的话，那么运行检查的python脚本：
$ ./pke-lab4
若得到如下输出，那么恭喜你，你已经成功完成了实验四！！！
build pk : OK
running app4_1 : OK
test4_1 : OK
running app4_2 : OK
test4_2 : OK
5.2 基础知识
5.2.1 虚拟地址空间
物理地址唯一，且有限的，但现在的操作系统上往往有不止一个的程序在运行。如果只有物理地址，那对于程序员来说无疑是相当繁琐的。程序不知道那些内存可用，那些内存已经被其他程序占有，这就意味着操作系统必须管理所有的物理地址，并且所有所有代码都是共用的。
为了解决上述问题，操作系统引入了虚拟地址的概念。每个进程拥有着独立的虚拟地址空间，这个空间是连续的，一个虚拟页可以映射到不同或者相同的物理页。这就是我们所说的虚拟地址。在程序中，我们所使用的变量的地址均为虚拟地址。
5.2.2 虚拟地址同物理地址之间的转换
虚拟地址只是一个逻辑上的概念，在计算机中，最后正真被访问的地址仍是物理地址。所以，我们需要在一个虚拟地址访问内存之前将它翻译成物理地址，这个过程称为地址翻译。CPU上的内存管理单元（MMU）会利用存放在主存的页表完成这一过程。
RISCV的S模式下提供了基于页面的虚拟内存管理机制，内存被划分为固定大小的页。我们使用物理地址对这些页进行描述，我们在此回顾上一章所讲到的RISCV物理地址的定义：
图5.1 RISCV64 物理地址
可以看到，物理地址由PPN（物理页号）与Offset（偏移量）组成。这里的PPN就对应着上述的物理页。
现在，我们来看RISCV虚拟地址的定义：
图5.2 RISCV64 虚拟地址
可以看到虚拟地址同样由页号和偏移量组成。而这二者之间是如何转换的呢？RV64支持多种分页方案，如Sv32、Sv39、Sv48，它们的原理相似，这里我们对pke中所使用的Sv39进行讲述。Sv39中维护着一个三级的页表，其页表项定义如下：
图5.3 Sv39页表项
当启动分页后，MMU会对每个虚拟地址进行页表查询，页表的地址由satp寄存器保存。在"pk/mmap.c"中的pk_vm_init函数中有如下一行代码其中，sptbr即为satp的曾用名，在这行代码中，我们将页表地址写入satp寄存器。
458 write_csr(sptbr, ((uintptr_t)root_page_table >> RISCV_PGSHIFT) | SATP_MODE_CHOICE);
图5.4 地址转换
于是，当需要进行页表转换时，我们变从satp所存储的页表地址开始，逐级的转换。
在pke中，位于"pk/mmap.c"中的转换代码如下：
112 static size_t pt_idx(uintptr_t addr, int level)
113 {
114 size_t idx = addr >> (RISCV_PGLEVEL_BITS*level + RISCV_PGSHIFT);
115 return idx & ((1 << RISCV_PGLEVEL_BITS) - 1);
116 }
首先，我们来看pt_idx函数，函数中将虚拟地址addr右移RISCV_PGLEVEL_BITS*level + RISCV_PGSHIFT位，其中RISCV_PGSHIFT对应着VPN中的Offset，而level则对应着各级VPN，pt_idx通过level取出指定的VPN。当level = 2, 得到vpn[2]，即页目录项在一级页表的序号，，当level = 1, 得到vpn[1]，即页目录项在二级页表的序号，同理，当level = 0, 则得到vpn[0]，即页表项在三级页表的序号。
125 static pte_t* __walk_internal(uintptr_t addr, int create)
126 {
127 pte_t* t = root_page_table;
128 for (int i = (VA_BITS - RISCV_PGSHIFT) / RISCV_PGLEVEL_BITS - 1; i > 0; i--) {
129 size_t idx = pt_idx(addr, i);
130 if (unlikely(!(t[idx] & PTE_V)))
131 return create ? __continue_walk_create(addr, &t[idx]) : 0;
132 t = (pte_t*)(pte_ppn(t[idx]) << RISCV_PGSHIFT);
133 }
134 return &t[pt_idx(addr, 0)];
135 }
接着，我们进一步分析__walk_internal函数，首先VA_BITS即虚拟地址的位数为39，RISCV_PGSHIFT即代表虚拟地址中Offset的位数，二者相减，剩下的就是VPN0、VPN1……VPNX的位数，在除以VPN的位数，得到就是VPN的数量。由于pke中式Sv39，故而VPN的数量为3，即VPN0、VPN1、VPN2。
接着我们使用pt_idx函数得到各级VPN的值，依据图5.2所示逐级查询，一直找到该虚拟地址对应的页表项，而该页表项中存着该虚拟地址所对应的物理页号，再加上虚拟地址中的偏离量，我们就可以找到最终的物理地址了！！
5.2.3 缺页异常处理
1 #include<stdio.h>
2
3 int main()
4 {
5
6 uintptr_t addr = 0x7f000000;
7 *(int *)(addr)=1;
8
9 uintptr_t addr1_same_page = 0x7f000010;
10 uintptr_t addr2_same_page = 0x7f000fff;
11 *(int *)(addr1_same_page)=2;
12 *(int *)(addr2_same_page)=3;
13
14 uintptr_t addr1_another_page = 0x7f001000;
15 uintptr_t addr2_another_page = 0x7f001ff0;
16 *(int *)(addr1_another_page)=4;
17 *(int *)(addr2_another_page)=5;
18
19
20 return 0;
21 }
以上程序中，我们人为的访问虚拟地址0x7f000000与虚拟地址0x7f001000所对应的物理页，由于操作系统并没有事先加载这些页面，于是会出发缺页中断异常。进入pk/mmap.c文件下的__handle_page_fault函数中，其代码如下：
203 static int __handle_page_fault(uintptr_t vaddr, int prot)
204 {
205 printk("page fault vaddr:0x%lx\n", vaddr);
206 //your code here
207 //start------------>
208 pte_t* pte =0;
209
210 //<-----------end
211 if (pte == 0 || *pte == 0 || !__valid_user_range(vaddr, 1))
212 return -1;
213 else if (!(*pte & PTE_V))
214 {
215
216 //your code here
217 //start--------->
218
219 uintptr_t ppn =0;
220 vmr_t* v = NULL;
221
222 //<----------end
223
224 if (v->file)
225 {
226 size_t flen = MIN(RISCV_PGSIZE, v->length - (vaddr - v->addr));
227 // ssize_t ret = file_pread(v->file, (void*)vaddr, flen, vaddr - v->addr + v->offset);
228 ssize_t ret = file_pread_pnn(v->file, (void*)vaddr, flen, ppn, vaddr - v->addr + v->offset);
229 kassert(ret > 0);
230 if (ret < RISCV_PGSIZE)
231 memset((void*)vaddr + ret, 0, RISCV_PGSIZE - ret);
232 }
233 else
234 memset((void*)vaddr, 0, RISCV_PGSIZE);
235 __vmr_decref(v, 1);
236 *pte = pte_create(ppn, prot_to_type(v->prot, 1));
237 }
238
239 pte_t perms = pte_create(0, prot_to_type(prot, 1));
240 if ((*pte & perms) != perms)
241 return -1;
242
243 flush_tlb();
244 return 0;
245 }
对于一个没有对应物理地址的虚拟地址，我们需要进行如下的处理。首先，找到该物理地址所对应的pte，这里你可能会使用到__walk函数，__walk中调用了上文中我们讨论过的__walk_internal函数，对于一个给定的虚拟地址，返回其对于的pte，其定义如下：
138 pte_t* __walk(uintptr_t addr)
139 {
140 return __walk_internal(addr, 0);
141 }
其次，使用操作系统为该虚拟地址分配一个相对应的物理页，还记得物理内存管理中的内存分配嘛？现在它有用武之地了；最后将该物理地址写入第一步的得到的pte中，这里你会用到page2ppn和pte_create函数。
以上，就是本次实验需要大家完成的部分了！