当一个用户应用程序触发了page fault，page fault会使用与Robert教授上节课介绍的相同的trap机制，将程序运行切换到内核，同时也会将出错的地址存放在STVAL寄存器中。

在SCAUSE（注，Supervisor cause寄存器，保存了trap机制中进入到supervisor mode的原因）寄存器的介绍中，有多个与page fault相关的原因。比如，13表示是因为load引起的page fault；15表示是因为store引起的page fault；12表示是因为指令执行引起的page fault。所以第二个信息存在SCAUSE寄存器中，其中总共有3个类型的原因与page fault相关，分别是读、写和指令。

lazy allocation

核心思想非常简单，sbrk系统调基本上不做任何事情，唯一需要做的事情就是提升p->sz，将p->sz增加n，其中n是需要新分配的内存page数量。但是内核在这个时间点并不会分配任何物理内存。之后在某个时间点，应用程序使用到了新申请的那部分内存，这时会触发page fault，因为我们还没有将新的内存映射到page table。所以，如果我们解析一个大于旧的p->sz，但是又小于新的p->sz（注，也就是旧的p->sz + n）的虚拟地址，我们希望内核能够分配一个内存page，并且重新执行指令。
所以，当我们看到了一个page fault，相应的虚拟地址小于当前p->sz，同时大于stack，那么我们就知道这是一个来自于heap的地址，但是内核还没有分配任何物理内存。所以对于这个page fault的响应也理所当然的直接明了：在page fault handler中，通过kalloc函数分配一个内存page；初始化这个page内容为0；将这个内存page映射到user page table中；最后重新执行指令。比方说，如果是load指令，或者store指令要访问属于当前进程但是还未被分配的内存，在我们映射完新申请的物理内存page之后，重新执行指令应该就能通过了。

在某个时间点，应用程序可能会用光了物理内存，之后如果应用程序再访问一个未被分配的page，但这时又没有物理内存，这时内核可以有两个选择，我稍后会介绍更复杂的那个。你们在lazy lab中要做的是，返回一个错误并杀掉进程。因为现在已经OOM（Out Of Memory）了，内核也无能为力

zero-fill-on-demand

当你查看一个用户程序的地址空间时，存在text区域，data区域，同时还有一个BSS区域（注，BSS区域包含了未被初始化或者初始化为0的全局或者静态变量）。当编译器在生成二进制文件时，编译器会填入这三个区域。text区域是程序的指令，data区域存放的是初始化了的全局变量，BSS包含了未被初始化或者初始化为0的全局变量。

BSS段

我有如此多的内容全是0的page，在物理内存中，我只需要分配一个page，这个page的内容全是0。然后将所有虚拟地址空间的全0的page都map到这一个物理page上。这样至少在程序启动的时候能节省大量的物理内存分配。

我们不能允许对于这个page执行写操作，因为所有的虚拟地址空间page都期望page的内容是全0，所以这里的PTE都是只读的。之后在某个时间点，应用程序尝试写BSS中的一个page时，比如说需要更改一两个变量的值，我们会得到page fault。

Copy On Write Fork

当Shell处理指令时，它会通过fork创建一个子进程。fork会创建一个Shell进程的拷贝，所以这时我们有一个父进程（原来的Shell）和一个子进程。Shell的子进程执行的第一件事情就是调用exec运行一些其他程序，比如运行echo。现在的情况是，fork创建了Shell地址空间的一个完整的拷贝，而exec做的第一件事情就是丢弃这个地址空间，取而代之的是一个包含了echo的地址空间。这里看起来有点浪费。

优化

当我们创建子进程时，与其创建，分配并拷贝内容到新的物理内存，其实我们可以直接共享父进程的物理内存page。所以这里，我们可以设置子进程的PTE指向父进程对应的物理内存page。

在某个时间点，当我们需要更改内存的内容时，我们会得到page fault。因为父进程和子进程都会继续运行，而父进程或者子进程都可能会执行store指令来更新一些全局变量，这时就会触发page fault，因为现在在向一个只读的PTE写数据。

在得到page fault之后，我们需要拷贝相应的物理page。假设现在是子进程在执行store指令，那么我们会分配一个新的物理内存page，然后将page fault相关的物理内存page拷贝到新分配的物理内存page中，并将新分配的物理内存page映射到子进程。这时，新分配的物理内存page只对子进程的地址空间可见，所以我们可以将相应的PTE设置成可读写，并且我们可以重新执行store指令。实际上，对于触发刚刚page fault的物理page，因为现在只对父进程可见，相应的PTE对于父进程也变成可读写的了。

Demand Paging

对于exec，在虚拟地址空间中，我们为text和data分配好地址段，但是相应的PTE并不对应任何物理内存page。对于这些PTE，我们只需要将valid bit位设置为0即可。

应用程序是从地址0开始运行。text区域从地址0开始向上增长。位于地址0的指令是会触发第一个page fault的指令，因为我们还没有真正的加载内存。

首先我们可以发现，这些page是on-demand page。我们需要在某个地方记录了这些page对应的程序文件，我们在page fault handler中需要从程序文件中读取page数据，加载到内存中；之后将内存page映射到page table；最后再重新执行指令。

内存耗尽了，如何处理

对于demand paging来说，假设内存已经耗尽了或者说OOM了，这个时候如果得到了一个page fault，需要从文件系统拷贝中拷贝一些内容到内存中，但这时你又没有任何可用的物理内存page，这其实回到了之前的一个问题：在lazy allocation中，如果内存耗尽了该如何办？

如果内存耗尽了，一个选择是撤回page（evict page）。比如说将部分内存page中的内容写回到文件系统再撤回page。一旦你撤回并释放了page，那么你就有了一个新的空闲的page，你可以使用这个刚刚空闲出来的page，分配给刚刚的page fault handler，再重新执行指令。

以上就是常见操作系统的行为。这里的关键问题是，什么样的page可以被撤回？并且该使用什么样的策略来撤回page？