本实验仍然是虚拟内存，所以暂且跳过了中间的内容（指lec和课本）

分析

copy on write fork :

在之前的code walk through(https://blog.csdn.net/RedemptionC/article/details/107709618)中提到了，fork的实现里，有一个uvmcopy的调用，作用是将父进程的内存复制到子进程中，这个复制包括申请物理内存，设置pte

但是在下列情况下：

• 父进程和子进程都不修改某些内存页
• fork之后子进程马上调用exec，而由exec的实现可知，子进程的内存马上会由可执行文件的内容代替

这个复制，就显得很浪费资源，而且这两种情况不在少数，因此我们需要copy on write

fork时不申请额外的内存，只申请一个页表，并且把子进程页表的pte指向父进程的物理内存（和父进程页表的pte一样），仅当父进程/子进程修改其内存时，才复制页

这里的做法和lazy allocation差不多，都是在异常处理时申请内存：在fork时，把父进程的pte的PTE_W clear，这样写的时候，就会trap

在异常处理处，申请内存，真正复制页之后，将分别的pte的PTE_W都set，然后就能顺利write了

此时我们在free的时候，如果没有真正复制页，也就是多个进程的pte指向同一个物理页，就需要等ref count为0，才能free掉

当然如果已经真正复制了，就可以直接free掉（由此可见我们需要将这两种页进行区分）

书里给出的建议方案：

• 修改uvmcopy,使其将父进程的物理页面映射到子进程的地址空间，而不是分配新页面，并且在两者中都clear PTE_W
• 修改usertrap,识别page fault,当cow page出现page fautl时，分配一个新页面，将旧页面分配到新的，并且设置两者的PTE_W为set
• 确保cow page只有在ref count为0时才会被free（可能可以在kalloc.c中实现ref count)
• 修改copyout ，即内核在修改用户地址空间的页面时，也要做与usertrap相同的工作
• 增加一个PTE flag标识页面是否时cow page

关于如何实现ref count,阅读kalloc.c可知，物理页是通过一个结构体的链表来管理空闲的物理页的，并且这个结构体本身就保存在空闲页中

问题是，ref count 需要保存在非空闲页中？直接保存信息不会被覆盖吗？该如何设计？

比如：在kalloc里保存一个数组，数组长度为物理页的个数（kinit中得出），然后根据地址知道自己应该是哪一个物理页，从而得到对应页的ref count？测试了一下 有32723个物理页，开辟一个char型数组内存压力不大？

update:

本来以为一上午就能做完的，没想到磨磨唧唧的用了两天才完成，但即使这样，这也是我做的最快最顺利（相对）的一个lab了！

前面60分照着上面的建议方案做，比较顺利，第一个fail是filetest，其实如果留心filetest的注释的话，就知道问题多半是出在copyout()

因为filetest里用到了pipe，所以涉及到内核内存空间和用户内存空间的交换，copyout正是从内核到用户

copyout本来的实现是：

copyout(pagetable,dstva,src,len)

其中dstva是用户内存空间的虚拟地址，src是内核内存空间的，因为是direct map，所以也是物理地址

首先将dstva PGROUNDDOWN,即找到对应内存页的起始地址，然后用walkaddr找到对应的物理地址，然后用memmove，在两个物理地址之间复制（其中有一些比较细节的问题，比如这一段，也不是很懂，不过可以不管

    n = PGSIZE - (dstva - va0);if(n > len)n = len;//memmove((void *)(pa0 + (dstva - va0)), src, n);len -= n;src += n;dstva = va0 + PGSIZE;

因为我们要实现从写时复制（copy on write),所以这里首先要判断这是不是一个cow page，如果不是，那么还是老做法

如果是，那么我们就要做和usertrap里类似的事，首先申请一个新页（kalloc），然后把老页的内容复制到新页，然后修改pte的flag：clear pte_cow, set pte_w,即标识这个页不是cow page了，是一个进程独享的，并且可以写

注意len可能大于PGSIZE,因此上述工作也要放在while循环里做，所以最后的代码是这样的：

while(len>0){uint64 n, va0, pa0;va0 = PGROUNDDOWN(dstva);pte_t *pte=walk(pagetable,va0,0);if(pte==0||((*pte)&PTE_V)==0||((*pte)&PTE_U)==0){printf("copyout : pte not exist or not accessible to user\n");return -1;}pa0=PTE2PA(*pte);if((*pte)&PTE_COW){char *mem=kalloc();if(mem==0){printf("copyout: out of memory\n");return -1;}memmove(mem,(char *)pa0,PGSIZE);// set PTE_W , unset PTW_COW(*pte)|=PTE_W;(*pte)&=~PTE_COW;int perm=PTE_FLAGS((*pte));(*pte)&=~PTE_V;if(mappages(pagetable, va0, PGSIZE, (uint64)mem, perm) != 0){kfree(mem);return -1;}(*pte)|=PTE_V;pa0=(uint64)mem; // NOT SURE}n = PGSIZE - (dstva - va0);if(n > len)n = len;memmove((void *)(pa0 + (dstva - va0)), src, n);len -= n;src += n;dstva = va0 + PGSIZE;}

曾经遇到的一个bug是：filetest中，通过Pipe，应该要读到的是0，但是读到了5，后来发现5是kalloc申请内存时填充的所谓junk

也就是实际上我是没有把pipe中的内容写到buffer中的，因为我一开始把是否是cow page，作为copyout中的一个分支，但是实际上不管你是不是cow page，都需要保留原来的代码：把源的数据写到目的位置，而不是仅仅是复制页

另一个遇到的bug是：usertest中，pgbug，这里使用了一个大于MAXVA的地址，所以在copyout中是应该要返回-1（标识error）的，要加上这一句

还有一个是：usertrap中，处理异常时，我只处理了SSCAUSE为15的，把原来的这一段注释了：

      printf("usertrap(): unexpected scause %p pid=%d\n", r_scause(), p->pid);printf("            sepc=%p stval=%p\n", r_sepc(), r_stval());p->killed = 1;

但是实际上很多不是15的异常，也需要被kill，但是没有，就导致不能通过一些测试

另外，最后还需要新建一个文件，保存你完成实验的时间，不然只能得99分=-=

顺利通过啦~

最后，一些debug的小技巧：

1.很多时候，如果按next,会进入不可知的??代码，所以在本实验中，是不能完全依赖next 单步调试的，应该要自己理清头绪，找到下一步运行到的地方（函数调用等），打断点，然后continue

2.这是一个hint里给出的提示：有时候遇到panic，我们可以直接在一开始 b panic,然后continue，最后利用bt(backtrace)查看函数调用‘栈’（？），不过有时候函数调用太深，也会遇到??，所以可能printf才是最好的debug方法吧qaq 但是我懒 所以尽量尝试gdb

写的比较简单 代码放这吧：

https://github.com/RedemptionC/xv6-riscv-6s081/tree/cow