本实验要实现的是lazy allocation
很多时候，一个进程可能使用sbrk申请了大量的内存，但是其中的大部分并没有使用，造成了浪费
我们要做的是修改sbrk的实现，sbrk不分配物理内存,just remember which addresses are allocated
当进程第一次试图使用任何内存时，产生一个page fault，再让kernel分配内存，清零，映射
本实验涉及了第三章和第四章的内容，所以要看的还是挺多的
分析：因为我们没有实际分配内存（建立pte），所以用户程序访问对应地址时就会page fault，也就是一个来自用户空间的trap（异常）
根据第四章，page fault（trap）时，硬件会做这些事：
禁用中断（clear sie bit in sstatus）
把pc复制到sepc
保存当前mode到sstatus的spp bit
设置scause为trap的原因
设置模式为supervisor
把stvec的值设为pc（stvec保存trap handler的地址）
从pc执行（执行trap handler）
struct trapframe {
/* 0 */ uint64 kernel_satp; // kernel page table
/* 8 */ uint64 kernel_sp; // top of process's kernel stack
/* 16 */ uint64 kernel_trap; // usertrap()
/* 24 */ uint64 epc; // saved user program counter
/* 32 */ uint64 kernel_hartid; // saved kernel tp所以，page fault时，从uservec开始执行（trampoline.s），据书中所说，在进入用户空间之前，内核sscratch指向每个进程的trapframe，trapframe有空间用来保存寄存器的值，然后把一系列的寄存器的值保存在trapframe中，之后，把sp设为内核栈顶指针，tp设为hartid，切换到内核页表（修改satp），跳转到usertrap，处理trap，完成之后usertrapret,userret
...好像并不用分析这些
update:
不得不说 做这个才正式开始学习虚拟内存，虽然之前csapp学过一点，并且之前也做过allocator的lab 但是都感觉没有深入 或者说不是全关于vm 刚开始还是不很适应的 一度stuck 找了好几篇博客才得以推进
要完成这个实验，之前要做的一个很重要的工作是：code walk through ，这个其实是lecture5里提到了的，但是因为1.时间跨度拉的有点长2.没有重视课程给出的lecture（毕竟实在是太简陋了）
阅读代码的笔记：https://blog.csdn.net/RedemptionC/article/details/107709618 （大概就这样）
另外，不得不说给出的材料真的要好好看，不要遗漏，所以这里还是从实验指导书开始吧
剩下的提纲也按照实验指导书来：
print page table：
这里要求实现一个函数，打印页表，实现如下的效果：
这里要注意几点:
- 实现的函数调用放在哪呢？实验指导书里说了，exec()里，并且只需要打印出第一个用户进程的页表，谁是第一个用户进程？debug一下就知道了，在exec打一个断点，可以知道，是init：
所以可以用strncmp比较一下path和/init，当然也可以用p->name比较init,甚至可以试试都打印出来，只要能通过test即可
- 注意格式，最好是选用" ..",而不是".. "，print test对格式的要求还是很严格的
Eliminate allocation from sbrk()
原来的sbrk是调用growproc实现的，而growproc，则针对n的正负，分别调用了uvmalloc,uvmdealloc，但是我们现在需要lazy allocation
也就是在分配内存时，不直接分配物理内存和设置pte，所以这里要删去对growproc的调用，仅仅修改p->sz，但是回收内存还是要马上做的：
uint64
sys_sbrk(void)
{
int addr;
int n;
if(argint(0, &n) < 0)
return -1;
addr = myproc()->sz;
myproc()->sz+=n;
if(n<0){
myproc()->sz=uvmdealloc(myproc()->pagetable,addr,myproc()->sz);
}
return addr;
}此时我们运行xv6,运行echo hi，会出现：
init: starting sh
$ echo hiusertrap(): unexpected scause 0x000000000000000f pid=3
sepc=0x0000000000001258 stval=0x0000000000004008
va=0x0000000000004000 pte=0x0000000000000000
panic: uvmunmap: not mapped搜索panic的内容，可以定位到出错位置：vm.c中的uvmunmap函数，判断出当前pte为invalid，而由panic的实现可知，最终会无限循环
那么是怎么运行到uvmunmap的呢？突然发现不知道是在哪usertrap的 TODO
但是我们知道出错的原因：sbrk中没有申请物理内存并设置pte，因此会发生page fault，指导书给出的建议是学习uvmalloc，也就是在usertrap中，判断出scause，如果是与page fault相关的，那么首先由stval知道出错的虚拟地址，然后申请物理内存，并且建立pte
我之前在这里犯了一个错误，在申请内存时，因为看到uvmalloc中使用了一个循环，每次处理一页，所以我也照搬过来，把va~p->sz之间的内存全部申请了，这也导致一直通不过lazy test...
实际上指导书里也提到了是map "a" newly allocated page，但是可能对英语不太敏感吧，没想到是指一个页=-=
另外没注意的一点是，指导书里提到，如果有没有映射的页，uvmunmap会panic，去掉panic，当时可能没想到可以直接去掉出错的语句=-= 以为要尽量必要运行到那里，但是后来发现这两者并不矛盾
于是现在可以重新echo hi了
Usertests
现在要修复一系列问题 还挺复杂的 跟着指导书的指示来：
图中绿色的是比较简单的：
如第一条 已经解决了
第二条，是指使用的不能超过通过sbrk分配的，我们知道sbrk分配内存之后，会增加p->sz,所以这里就是要求faulting addr不要超过p->sz(faulting addr和p->sz为什么可以比较？）
第五条，就是如果kalloc分配失败，直接kill，这个只要看kalloc的返回值是不是0就行
第六条，是要处理栈溢出，即如果访问了guard page要kill 我看了下网上的，大致有三种做法：
- 维护一个属性作为栈底指针,如https://www.cnblogs.com/nlp-in-shell/p/12071169.html
- 为pte增加一个flag，表示该pte对应的是否是guard page,如https://github.com/aptend/xv6-riscv-fall19/tree/lazy
- 直接用p->tf->sp 进行判断 （ 好像他就是栈底指针？NOT SURE)
其中第一种，比较复杂，没有采用；第二种，因为用户栈的生成是在exec中，调用uvmclear,将guard page标记为invalid,我们只要在之后set pte_guard即可
第三种当然是最简单的
接着看第三条，处理fork：
fork中相关的代码主要在uvmcopy里：将父进程的内存复制到子进程，但是他如果判断invalid，会panic，而我们使用的lazy allocation，并不能保证此时父进程的内存都已经分配了，所以即使invalid，只要跳过，继续下一页就好
第四条：指这样一种情况，现在处理进程内存的不是用户进程，而是read/write等系统调用，这样一来，处理异常的就不是usertrap
内核读写用户内存，是通过vm.c中的copyin/out函数，其中主要是使用walkaddr找到用户内存虚拟地址对应的物理地址，然后用memmove直接通过物理地址（实际上还是虚拟地址，但是内核内存大部分是va=pa)传送
关键在于walkaddr：
uint64
walkaddr(pagetable_t pagetable, uint64 va)
{
pte_t *pte;
uint64 pa;
if(va >= MAXVA)
return 0;
pte = walk(pagetable, va, 0);
if (pte == 0 || ((*pte & PTE_V) == 0))
{
if (va >= myproc()->sz)
return 0;
if (uvmcheck_guard(pagetable, va))
return 0;
uint64 a = PGROUNDDOWN(va);
char *mem = kalloc();
if (mem == 0)
{
return 0;
}
memset(mem, 0, PGSIZE);
if (mappages(pagetable, a, PGSIZE, (uint64)mem, PTE_W | PTE_X | PTE_R | PTE_U) != 0)
{
kfree(mem);
return 0;
}
pte = walk(pagetable, va, 0);
}
if ((*pte & PTE_U) == 0)
return 0;
pa = PTE2PA(*pte);
return pa;
}其中pte如果为0，就是没分配，如果没分配或者invalid，那么就会缺页，这里就要做和usertrap里类似的事
如果pte有效，那么判断该页是否该页是否能被用户访问
如果都通过 就返回物理地址
