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MIT6.828 | Lec6: Virtual Memory - 1

 Tech  2050  5 分钟

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计划：

  • 地址空间
  • 页面硬件
  • xv6 VM 代码

虚拟内存概述

当今的问题：

[用户/内核图]

内存视图：内存中包含用户进程和内核的图表

内存视图：内存中包含用户进程和内核的图表

假设shell有一个bug：有时它会写入随机存储器地址

我们如何防止它破坏内核或其他过程？

我们想要隔离的地址空间：

  • 每个进程都有自己的内存
  • 它可以读写自己的内存
  • 它无法读取或写入任何其他内容
  • 挑战：如何在一个物理内存中复用多个内存？同时保持内存之间的隔离

xv6 和 JOS 使用 x86 的分页硬件实现 AS

分页为寻址提供了间接层：

s/w 只能 ld/st到虚拟地址，而非物理地址，内核告诉MMU如何将每个虚拟地址映射到物理地址。

MMU 本质上是一个由 va 索引至 pa 的表，MMU 能够限制用户代码允许使用的虚拟地址。

x86 映射 4KB “页面”并从 4KB 边界开始对齐——因此页表索引是 VA 的前20位。

页表条目（PTE）中的内容是什么？

前20位是物理地址的前20位

  • “物理页码”
  • MMU用PPN取代VA的高20位

低12位是标志位

Present， Writeable，&c

页表存储在哪里：

在 RAM 中——MMU 加载（和存储）PTE ；操作系统可以读写 PTE

是否可以认为页表是一个PTE数组？它有多大？

$2^{20}$是一百万 -> 每个条目32位 -> 整页表格为4MB

在早期机器上相当大，但会为小程序浪费大量内存！—— 你只需要几百页的映射，所以其余的百万条目将在那里但不需要。

x86使用“两级页表”来节省空间：

RAM中的PTE页面

RAM中的页面目录（PD）

PDE还包含20位PPN —— 1024个PTE组成的页面，1024个PDE指向PTE页面

每个PTE页面有1024个PTE——总共1024*1024个PTE

PD条目可能无效

那些PTE页面不需要存在，因此，小地址空间的页表可以很小

mmu如何知道页表在RAM中的位置？

％cr3保存PD的物理地址

PD保存PTE页面的物理地址

(它们可以在RAM中的任何位置 - 不需要连续)

x86寻页硬件如何翻译虚拟地址(va)？

  • 定位正确的 PTE
  • %cr3 指向 PD 的 PA
  • 高 10bit 作为 PD 的索引来得到 PT 的 PA
  • 之后的 10bit 作为 PT 的索引得到 PTE
  • 最终得到 【来自 PTE 的 PPN + VA 的低12bit】

PTE 中的标志位：

  • P, W, U
  • xv6 使用 U 来防止用户使用内核内存

如果没有设置P位怎么办？ 或存储和W位未设置？

“页面错误”

CPU保存寄存器，强制转移到内核

trap.c在xv6源码中

内核能够产生错误，结束进程；或安装PTE，恢复进程

例如 从磁盘加载内存页面后

问：为什么映射而不是基址/约束？

  • 间接允许分页 h/w 解决许多问题，例如
  • 避免碎片化
  • copy-on-write fork
  • 懒惰分配（下一课的家庭作业）
  • 更多技术，下一讲的主题

问：为什么在内核中使用虚拟内存？为用户进程提供页表显然很好****但为什么需要内核的页表？

内核可以只使用物理地址运行吗？是的Singularity 是使用物理地址的示例内核但是，大多数标准内核都使用虚拟地址？为什么标准内核会这样做？

硬件使其难以关闭

例如在进入系统调用时，必须禁用VM

内核可以方便地使用用户地址，例如传递给系统调用的用户地址但是，可能是一个坏主意：内核/应用程序之间的隔离比较差

如果地址是连续的则很方便。例如内核有4Kbyte对象和64Kbyte对象，如果没有页表，我们很容易就会出现内存碎片

例如，分配64K，分配4Kbyte，释放64K，从64Kbyte分配4Kbyte现在一个新的64Kbyte对象不能使用空闲的60Kbyte。

内核必须运行各种硬件，而它们可能具有不同的物理内存布局

案例研究：xv6使用x86分页硬件

xv6中每个进程的地址空间

  0x00000000:0x80000000 -- user addresses below KERNBASE
  0x80000000:0x80100000 -- map low 1MB devices (for kernel)
  0x80100000:?          -- kernel instructions/data
  ?         :0x8E000000 -- 224 MB of DRAM mapped here
  0xFE000000:0x00000000 -- more memory-mapped devices

xv6内存映射的对饮关系——课本，或者代码注释 （mem_layout.h）

每个进程都有独立的地址空间和页表，但所有的进程有相同的内核映射（高内存地址片段）

内核通过切换页表，（例如设置 %cr3）来切换进程

问：为什么这样安排地址空间？

用户虚拟地址从零开始，那么用户的虚拟地址 va: 0 对于每个进程映射不同的 PA

虚拟内存中2GB大小的用户堆连续增长，但不需要连续的物理内存 —— 内核和用户映射都不会产生碎片问题—— 易于系统调用的切换，中断在所有进程的相同位置映射内核

简化进程切换

内核能方便地读写用户内存

pa x 映射到 va x + 0x80000000 ，我们很快就会在操作页面表时看到这一点

这样的视图下能承载的最大进程？

是否能增加这样的最大进程，通过增加或减少 0x80000000？

内核是否必须将所有的物理内存映射到其虚拟地址空间？

let's look at some xv6 virtual memory codeterminology: virtual memory == address space / translationwill help you w. next homework and labs

  • where did this pgdir get setup?look at vm.c: setupkvm and inituvm

  • mappages() in vm.carguments are PD, va, size, pa, permadds mappings from a range of va's to corresponding pa'srounds b/c some uses pass in non-page-aligned addressesfor each page-aligned address in the rangecall walkpgdir to find address of PTEneed the PTE's address (not just content) b/c we want to modifyput the desired pa into the PTEmark PTE as valid w/ PTE_P

  • diagram of PD &c, as following steps build it

  • walkpgdir() in vm.cmimics how the paging h/w finds the PTE for an addressrefer to the handoutPDX extracts top ten bits&pgdir[PDX(va)] is the address of the relevant PDEnow *pde is the PDEif PTE_Pthe relevant page-table page already existsPTE_ADDR extracts the PPN from the PDEp2v() adds 0x80000000, since PTE holds physical addressif not PTE_Palloc a page-table pagefill in PDE with PPN -- thus v2pnow the PTE we want is in the page-table pageat offset PTX(va)which is 2nd 10 bits of va

  • tracing and date system call

  • a process calls sbrk(n) to ask for n more bytes of heap memorymalloc() uses sbrk()each process has a sizekernel adds new memory at process's end, increases sizesbrk() allocates physical memory (RAM)maps it into the process's page tablereturns the starting address of the new memory

  • sys_sbrk() in sysproc.c

  • growproc() in proc.cproc->sz is the process's current sizeallocuvm() does most of the workswitchuvm sets %cr3 with new page tablealso flushes some MMU caches so it will see new PTEs

  • allocuvm() in vm.cwhy if(newsz >= KERNBASE) ?why PGROUNDUP?arguments to mappages()...

updatedupdated2023-01-302023-01-30

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