计划花25天时间学完6.S081课程，从2月20日-3月20日。
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xv6 book
GDB User Manual
Lecture 1: Introduction and Examples
课程主题：设计和实现操作系统
OS的三大功能：多路复用、隔离和交互。
Lab: Xv6 and Unix utilities
Boot xv6
根据指令操作
sleep
使用system call实现。
pingpong
使用pipe实现。
primes
使用pipe+递归实现。
find
使用递归实现。
xargs
xargs没有成功完成，对C语言的特性和pipe、exec等命令了解得太少了。
这里要吐槽一下，第一个lab难度有点大，差点把人给整劝退了:(
Lecture 2: C and gdb
在qemu中使用gdb调试程序，参考Fall2020/6.S081 实验笔记（〇） Lab0: Preparation2
Lecture 3: OS Organization and System Calls
Lab: system calls
System call tracing
难点在于从用户态向内核态转换时，需要将trace后的参数存入寄存器，并修改其他系统调用函数使其输出相关信息，不过也挺有意思的，增加了对xv6的理解。思路如下：
1.修改proc.h中proc结构，新增trace_num和trace_flag变量；
2.在sysproc.c中新增sys_trace函数；
3.修改fork；
4.修改syscall；
Sysinfo
难点在于copyout的使用，差点把qemu整崩溃了。
在调试过程中出现了panic: acquire的错误，原因在于统一UNUSED进程时没有释放对应进程的锁导致出错；出现了FAIL: sysinfo succeeded with bad argument错误，问题在于没有对copyout错误的情况作出处理。
Lecture 4: Page Tables
PPN：Physical Page Number
PTE：Page Table Entry
三级页表是由CPU中的硬件部分MMU实现的
Lecture 5: RISC-V Calling Convention and Stack Frames
gdb常用命令演示，stack结构，stack frame——函数调用所产生的信息；
C中struct有各种不同的字段，这些字段在内存中依次存储，类似于数组，不过元素的类型可能有所不同；
Lab pgtbl: Page tables
Speed up system calls
在内存中使用一个新的page来存储用户进程的进程号，并设置用户态进程只能read该page，这样用户态进程在获取进程号的时候不用切换到内核态，实现了系统调用的加速。
Print a page table
根据标志位的不同来判断当前页表是否为第三级页表。
Detecting which pages have been accessed
debug程序的两种方式，第一种使用printf输出关键参数，第二种使用gdb进行调试，但目前gdb用得还不太熟练。
debugtui enable指令，开启Text User Interface；
Lecture 6: Isolation & System Call Entry/Exit
Trap code：即使从用户态进入内核态后，也不能向任意地址write/read数据，得根据page table来。
Lecture 8: Page Faults
page table + page faults为kernel提供了一种灵活的机制来调整进程的page table。
lazy allocation——在增大进程内存空间时，并没有实时分配物理内存，而是当访问分配的虚拟地址出现page fault的时候，kernel再为其分配内存，并重新执行该指令。59
附录——XV6源码中各个函数的作用
1.为给定的进程创建user page table并返回页表基地址 kenel/proc.c/proc_pagetale;
2.在给定的页表上映射一对虚拟地址和物理地址 kenel/vm.c/mappages;
3.当alloc参数为0时，kenel/vm.c/walk返回的是第三级page table上对应的PTE;
4.kenel/vm.c/uvmunmap，当do_free为0时，将第三级page table上对应的PTE设置为invalid，即取消虚拟地址和物理地址的映射关系；do_free为1，在取消映射关系的同时还需要把对应的物理内存free；
5.kenel/vm.c/uvmfree，将用户页表上的所有映射清除，并free对应的物理内存；并free第一、二级page table；
6.kernel/vm.c/mappages，在pagetable中建立所提供虚拟地址va和物理地址pa之间的映射；
7.kernel/vm.c/freewalk，递归的将所有页表free，默认第三级页表的映射关系已经解除（从这个函数可以看出前两级页表PTE和第三级PTE不同的是，前两级中flag只用valid有效，其他标志位均为0？）。
附录——寄存器
satp——每个CPU都有一个，用来存储页表根地址。
附录——一些疑问
1.Lab pgtbl中新增page为什么不直接在page table中添加，而是像TRAMPOLINE那样呢？
2.TRAMPOLINE page的作用是什么？为什么每个新建的进程都有该page？
A：trampoline page前半部分汇编代码负责进入trap之前保存相应寄存器，加载内核page；后半部分汇编代码负责恢复之前保存的寄存器，返回用户空间，恢复用户指令流的执行。当使用ecall指令从用户态转换到内核态的时候，ecall并不会切换page table，也就是说现在使用的仍然是用户页表，所以需要将trampoline和trapframe页映射到每个用户进程上。实际上，ecall只完成以下三个任务：
1.将模式从用户态切换到内核态；
2.将pc的值保存至sepc寄存器；
3.跳转到stvec指向的地址，即trampoline开始的地方。
3.同上，trapframe page？
Q：相当于容器，用于在trap发生时保存用户的寄存器和内核对应的信息，内核页表、栈等。和trampoline不同的是，每个用户进程都分配有一个自己的trapframe page，而trampoline是将进程的虚拟地址映射到内核的一个page上。
4.将一个虚拟地址转换为物理地址的过程，为什么是先右移10位再左移12位？为什么不左移10位？
5.lab pgtb中提到检测哪些page被访问了，可以用于垃圾回收机制，具体是怎样实现的呢？这里的问题在于，当read/write某个page后，PTE中对应的flag被永远的设置为1，怎么用于垃圾回收呢？
