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Page Fault

eager allocation
通常，因为应用程序无法非常准确地估计自己要增加的内存有多少，所以通常申请的内存会比真实要使用的内存要多。

在XV6中，sbrk的实现默认是eager allocation。这表示了，一旦调用了sbrk，内核会立即分配应用程序所需要的物理内存。但是实际上，对于应用程序来说很难预测自己需要多少内存，所以通常来说，应用程序倾向于申请多于自己所需要的内存。这意味着，进程的内存消耗会增加许多，但是有部分内存永远也不会被应用程序所使用到。

lazy allocation
原则上来说，这不是一个大问题。但是使用虚拟内存和page fault handler，我们完全可以用某种更聪明的方法来解决这里的问题，这里就是利用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。

student: 在eager allocation的场景，一个进程可能消耗了太多的内存进而耗尽了物理内存资源。如果我们不使用eager allocation，而是使用lazy allocation，应用程序怎么才能知道当前已经没有物理内存可用了？

Frans: 这是个非常好的问题。从应用程序的角度来看，会有一个错觉：存在无限多可用的物理内存。但是在某个时间点，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，所以在这个时间点可以杀掉进程。
在这节课稍后的部分会介绍，可以有更加聪明的解决方案。

student: 如何判断一个地址是新分配的内存还是一个无效的地址？

Frans: 在地址空间中，我们有 stack，data 和 text 。通常来说我们将p->sz设置成一个更大的数，新分配的内存位于旧的p->sz和新的p->sz之间，但是这部分内存还没有实际在物理内存上进行分配。如果使用的地址低于p->sz，那么这是一个用户空间的有效地址。如果大于p->sz，对应的就是一个程序错误，这意味着用户应用程序在尝试解析一个自己不拥有的内存地址。希望这回答了你的问题。

student: 为什么我们需要杀掉进程？操作系统不能只是返回一个错误说现在已经OOM了，尝试做一些别的操作吧。

Frans教授：让我们稍后再回答这个问题。在XV6的page fault中，我们默认会直接杀掉进程，但是这里的处理可以更加聪明。实际的操作系统的处理都会更加聪明，尽管如此，如果最终还是找不到可用内存，实际的操作系统还是可能会杀掉进程。

COPY ON WRITE

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。

当然，再次要提及的是，我们这里需要非常小心。因为一旦子进程想要修改这些内存的内容，相应的更新应该对父进程不可见，因为我们希望在父进程和子进程之间有强隔离性，所以这里我们需要更加小心一些。为了确保进程间的隔离性，我们可以将这里的父进程和子进程的PTE的标志位都设置成只读的。

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。

所以现在，我们拷贝了一个page，将新的page映射到相应的用户地址空间，并重新执行用户指令。重新执行用户指令是指调用userret函数（注，详见6.8），也即是lec06中介绍的返回到用户空间的方法。

student: 我们如何发现父进程写了这部分内存地址？是与子进程相同的方法吗？
Frans教授：是的，因为子进程的地址空间来自于父进程的地址空间的拷贝。如果我们使用了特定的虚拟地址，因为地址空间是相同的，不论是父进程还是子进程，都会有相同的处理方式。

student: 对于一些没有父进程的进程，比如系统启动的第一个进程，它会对于自己的PTE设置成只读的吗？还是设置成可读写的，然后在fork的时候再修改成只读的？
Frans教授：这取决于你。实际上在lazy lab之后，会有一个copy-on-write lab。在这个lab中，你自己可以选择实现方式。当然最简单的方式就是将PTE设置成只读的，当你要写这些page时，你会得到一个page fault，之后你可以再按照上面的流程进行处理。

因为我们经常会拷贝用户进程对应的page，内存硬件有没有实现特定的指令来完成拷贝，因为通常来说内存会有一些读写指令，但是因为我们现在有了从page a拷贝到page b的需求，会有相应的拷贝指令吗？
Frans教授：x86有硬件指令可以用来拷贝一段内存。但是RISC-V并没有这样的指令。当然在一个高性能的实现中，所有这些读写操作都会流水线化，并且按照内存的带宽速度来运行。
在我们这个例子中，我们只需要拷贝1个page，对于一个未修改的XV6系统，我们需要拷贝4个page。所以这里的方法明显更好，因为内存消耗的更少，并且性能会更高，fork会执行的更快。

学生提问：当发生page fault时，我们其实是在向一个只读的地址执行写操作。内核如何能分辨现在是一个copy-on-write fork的场景，而不是应用程序在向一个正常的只读地址写数据。是不是说默认情况下，用户程序的PTE都是可读写的，除非在copy-on-write fork的场景下才可能出现只读的PTE？
Frans教授：内核必须要能够识别这是一个copy-on-write场景。几乎所有的page table硬件都支持了这一点。我们之前并没有提到相关的内容，下图是一个常见的多级page table。对于PTE的标志位，我之前介绍过第0bit到第7bit，但是没有介绍最后两位RSW。这两位保留给supervisor software使用，supervisor softeware指的就是内核。内核可以随意使用这两个bit位。所以可以做的一件事情就是，将bit8标识为当前是一个copy-on-write page。
当内核在管理这些page table时，对于copy-on-write相关的page，内核可以设置相应的bit位，这样当发生page fault时，我们可以发现如果copy-on-write bit位设置了，我们就可以执行相应的操作了。否则的话，比如说lazy allocation，我们就做一些其他的处理操作。
在copy-on-write lab中，你们会使用RSW在PTE中设置一个copy-on-write标志位。