MIT6.s081/6.828 lectrue4：page tables 以及 Lab3 心得

阅读原文时间：2023年08月15日阅读：1

不管是计算机组成还是操作系统，虚拟内存都是其中的重要内容，所以这一节我会结合 CSAPP 第九章：虚拟内存 来一起复习（顺便一说，CSAPP 这一节的 lab 是要求设计一个内存分配器，也是很有意思的，有时间一定要把 CSAPP 的 lab 博客也补上！）

这一节主要讨论虚拟内存和页表的话题，主要内容有 3 个部分：

地址空间（Address Spaces）的概念
RISC-V 中支持虚拟内存的硬件。当然，所有的现代处理器都有某种形式的硬件，来作为实现虚拟内存的默认机制。
XV6 中支持的虚拟内存代码。

在 RISC-V 中，内存地址是按照字节来寻址的，即每个地址代表一个字节。指令和数据可以以字节为基本单位进行存储和访问。

所有代码见：我的GitHub实现

一、地址空间

上一节的一个话题是 OS 的隔离性，主要包括两种隔离：

OS 内核和用户程序之间的隔离
用户程序之间的隔离

这两种隔离具体来说都属于“内存隔离”，内存隔离的一种实现方式就是“地址空间”

CSAPP 中给出地址空间的准确定义：一个n位的地址空间，包含2^n个地址，现代OS一般支持32位或者64位虚拟地址空间。同一个物理地址，在不同的地址空间中有着不同的地址。

地址空间的概念简单且直观，我们给包括内核在内的所有程序专属的地址空间。shell 和 cat 程序都有自己的地址空间，互相都不知道对方地址空间的存在，所以现在我们的问题是如何在一个物理内存上，创建不同的地址空间，因为归根到底，物理上的 DRAM 芯片是所有程序共用的。

在共享的物理内存上如何创建出不同程序的地址空间呢？

最常见的方法，同时也是非常灵活的一种方法就是使用页表（Page Tables）。页表就是一个数组，他的元素就是一个个页表条目（PTE），使用页表可以实现虚拟内存地址到物理内存地址的翻译，页表存储在内存中，由 OS 负责维护，内存管理单元（Memory Management Unit）有查询页表的权限，MMU由一般被集成在 CPU 中。

特别注意：MMU是硬件的一部分而不是操作系统的一部分

以下图为例，当一条指令被传入 CPU 中，如果指令中含有地址，CPU 会被为指令中的地址是虚拟地址，然后将这个虚拟地址通过 MMU 翻译为物理地址，从而去物理内存上找到相应的值。

到目前位置，一切看上去很简单、很美好，但魔鬼隐藏在细节中，下面是要注意的细节

页表存在哪里？页表是保存在内存中的，MMU只是会去查看 page table，MMU并不会保存 page table
在 RISC-V 上 SATP 的寄存器会存储页表的地址（这里简单思考一下，存的是物理地址还是虚拟地址？肯定是物理啊！不然成了地址翻译套娃了，永远得不到物理地址）
page table 中 PTE 的粒度是：page，所以这里要清楚，内存中每个字节都有自己的地址没错，但不是每个字节都有对应的PTE，是每一页才有对应的PTE（RISC-V中，一个page是4KB，4096Bytes）
页表翻译的过程，以下图为例说明，一个虚拟地址有 64bit，而 xv6 运行在 Sv39 模式下，即 64bit 的虚拟地址只用到了低 39bit，高 25bit 没有使用。2^39 bytes = 512 GB，所以 RISCV 虚拟地址空间有 512GB。
1. 将 39 bit 虚拟地址分为 2 部分，前 27 bit 称为 index，后 12bit 称为 offset
2. index 部分就是页表的索引，取出页表中第 index 条PTE，PTE 有 54bit ，前 44bit 称为 PPN（Physical Page Number 物理页号），后 10bit 称为 Flags，目前我们只关注前 44bit
3. 将 PPN 和 offset 拼接到一起，就是翻译出来的物理地址
附一张 CSAPP 的课件图，从宏观上再次理解一下地址翻译的过程：

思考：offset 的含义是什么，为什么是 12bit？

回答：offset 是指一个字节在一个 paeg 中的偏移量，一个 page 是 4096KB，即 2^12字节，由于 RISC-V 是字节寻址，每个地址代表一个字节，所以一个 page 中就有 2^12个地址，而 offset 使用 12bit 就可以覆盖这 2^12 个地址

比如 offset 是 0000 0000 0101，表示的是这个 page 中的第 5 个字节（从 0 开始）

关于 Sv39 模式：

为什么使用 39bit，是因为 RISC-V 的设计者认为这个数字在可预测的将来可以容纳足够多的 I/O设备和 DRAM芯片；如果需要更多的虚拟地址，RISC-V设计者已经定义了具有48位虚拟地址的Sv48模式

单级页表的困境：巨大的内存占用

为什么要提出多级页表的概念，简单计算一下就知道，以 XV6 为例，现有以下事实：

一条 PTE 占 8bytes：一条 PTE 有54bit，由于可以扩展到 64bit，所以我们以一条 PTE 64bit = 8bytes 计算
一页 4KB
RISCV 虚拟地址空间有 239 bytes = 512GB

开始计算：

虚拟地址空间一共有 239 / 4kB = 239 / 212 = 227 页（ 227 ≈ 1 亿 3 千万，意味着页表中有约 1 亿 3 千万条 PTE）
页表需要的内存为：227 * 8bytes = 230 bytes = 1GB

计算结果是不是大跌眼镜？而且这只是一张页表就需要 1GB 的内存，那 n 个用户进程可是有 n 张不同的页表的，难道计算机跑 10 个进程，光页表就占据 10GB 内存吗？

很显然计算结果告诉我们，由于GB 级别的内存占用，页表不能简单粗暴地单级存储，所以多级页表的概念被提出来了

多级页表的概念以及翻译过程

上一节知道，以 RISC-V 的 sv39 模式为例，有效虚拟地址空间是39位，一页大小为4K字节（212 byte），一条PTE为 8 byte，需要 1GB的内存空间存放页表！

解决方案就是使用层次结构的页表-多级页表，这个结构的关键就是，之前的页表PTE的内容是内存的物理页号PPN+Flags，而现在一级页表PTE的内容是下一级页表的基地址+Flags（之所以叫基地址，是因为补 0 后是下一级页表的最低地址），直到最后一级页表PTE的内容才是内存的"物理页号PPN+Flags"

以下图为例，展示多级页表的翻译过程：

虚拟地址依旧是 27bit index + 12bit offset，但是 27bit 的 index 被分成了 3 部分，每部分 9bit，9bit 意味着可以表示29 = 512 条PTE，以一级页表为例，每条 PTE 对应一张二级页表，所以 512 条 PTE 对应 512 张二级页表
从 satp 寄存器中找到一级页表的物理地址，然后利用L2 的 9bit 在一级页表中定位一条 PTE，其中的 PPN + 12个 0 就是某张二级页表的物理地址，然后利用 L2 的 9bit在这张二级页表中定位一条 PTE
利用二级页表中某条 PTE 中的 PPN，+ 12个 0的得到三级页表的物理地址，然后利用 L0 的 9bit 在三级页表中定位一条 PTE，这条 PTE + offset 就是最终的物理地址

CSAPP：多级页表为什么节省内存

这其实是一个很棒的面试题，这一问能想通，说明学习者对于页表的知识真正"参透"了。

以一个32位系统（虚拟地址有32bit），一页4KB（212bytes），每条PTE 4bytes为例，解释一下多级页表如何节省空间：

单级页表：需要为32位地址的每一个 page 提供一条PTE，即这张页表必须对整个虚拟地址空间做到全覆盖（因为如果虚拟地址在页表中找不到对应的页表项，地址翻译无法继续，整个计算机系统就无法工作了），页表一共需要 232 / 212 * 4 byte = 4MB 内存空间才能覆盖全部 4GB 的地址空间。
多级页表：如下图所示，如果只需要使用部分虚拟地址空间，比如图中的 VP 0~VP 2047 以及 VP 9215，只需要1张4KB 大小的一级页表，就可以覆盖了整个地址空间：4GB。再加上 3 张二级页表，就可以对VP 0~VP 2047、VP 9215完成映射，一共 4 张页表共16KB。对比单张页表的 4MB 内存空间节省很多。

一个至关重要的问题是：这里为什么可以只使用部分空间而不用像单级页表那样全部覆盖（每一个 page 都有 PTE）呢？其实多级页表也是做了全覆盖的，那就是第一级页表，在多级页表中，一级页表是常驻内存的，而且一级页表一条 PTE 就覆盖了 4MB 的内存、整张一级页表覆盖了 4GB 内存，对比单级页表一条 PTE 就映射了 4KB 的内存，效率大大提升。

所以使用多级页表能够节省内存的原因有以下两个，但重要的是在这个前提下：多级页表的一级页表依旧做到了内存全覆盖：

一级页表覆盖了整个4GB虚拟地址空间，但如果某个一级页表的PTE没有被用到，那么二级页表和三级页表就不会存在，这是一种巨大的节约（xv6book也有类似的表述：在大范围的虚拟地址没有映射的常见情况下，三层结构可以省略整个页面目录）
只有一级页表（与最经常使用的二级页表）常驻主存，其他页表可以在从磁盘调入

所以总结一下就是：无论是单级页表还是多级页表，他们都需要、也都做到了内存（虚拟）地址的全覆盖，但是多级页表更加灵活，如果某个一级页表的PTE没有被用到，那么二级页表和三级页表就不会存在，这是一种巨大的节约！而单级页表只能老老实实对所有虚拟地址进行映射，因为如果不这样的话，单级页表就不是“全覆盖”，地址翻译就无法进行了

参考：https://www.zhihu.com/question/63375062

前面讲过一条 PTE 有 54bit，44bit 属于 PPN，10bit 属于 Flags，又称为辅助位

V-bit ：Valid，有效位，如果Valid bit位为1，那么表明这是一条合法的PTE，可以用来做地址翻译，否则，不能使用这条PTE，因为这条PTE并不包含有用的信息。（用 CSAPP 中的概念解释的话，有效 = 该页处于“已缓存”状态，具体见下面的引用）
R-bit ：Readable，该页是否允许被读
W-bit ：Writable，该页是否允许被写
X-bit ：Executable，CPU是否可以将页面的内容解释为指令并执行
U-bit：User，是否（只）允许在 user mode 下使用该条 PTE

CSAPP：任何时刻，虚拟页都可分为三种类型

未分配的：VM系统还未分配或创建的页，不占用任何磁盘空间，上图中的VP0、3（在磁盘上还不存在！）这是一种为了和下面两个类型统一的表达方式，因为我们不至于、不必要把虚拟地址空间中的每个页面都存储起来

已缓存：已缓存在内存中的已分配的页，上图中的VP1、4、6

未缓存：未缓存在内存中的已分配页，上图中的VP2、5、7

注意，PTE 的这些辅助位是给分页硬件（paging hardware）看的，在xv6 book 中它被频繁提及，分页硬件总是和页表交互。

二、支持虚拟内存的硬件

这里有一块 RISC-V 主板，中间是RISC-V处理器，处理器处理器旁边就是DRAM芯片。处理器下方就是DRAM芯片。一个主板是由 CPU、DRAM、以及各种外设（如网卡、通信接口、定时器、PWM、DMA 等）组成的，DRAM 和各种外设都有自己地址，这是由硬件设计者决定的，当我们需要操作外设或者存取数据时，只需要往对应地址发送信号或者数据，这是最基本的计算原理。

在常见的地址映射方案中，当 CPU 访问物理地址空间时，若得到的物理地址小于 0x80000000，则可以认为该访问是针对各类 I/O 设备（外设）的操作；而若得到的物理地址大于等于 0x80000000，则可以认为该访问是针对 DRAM 的操作。下面的讲解也遵循这个惯例。

下图左边是 xv6 内核的虚拟地址空间，右半部分是一块 RISC-V 主板的物理地址，该结构完全由硬件设计者决定，上半部分是物理内存或者说是 DRAM，右边下半部分是I/O设备。

细看右边的物理地址：

最下面（地址为0）是未被使用的地址；
地址 0x1000 是 boot ROM 的物理地址，当主板上电后，做的第一件事情就是运行存储在 boot ROM 中的代码。这里的代码会启动 boot loader ，把 xv6 kernel 加载到内存中的 0x8000000 处。当 boot 完成之后，会跳转到地址0x80000000，开始执行 OS 的代码
PLIC是中断控制器（Platform-Level Interrupt Controller）
CLINT（Core Local Interruptor）也是中断的一部分。地址0x02000000对应CLINT，当你向这个地址执行读写指令，你是向实现了CLINT的芯片执行读写。（看样子是在读写物理内存，但由于地址小于 0x80000000，实际上是以这种形式操作外设）
UART0（Universal Asynchronous Receiver/Transmitter）负责与Console和显示器交互。
VIRTIO disk，与磁盘进行交互。

XV6 内核会设置好内核使用的虚拟地址空间，也就是上图左边的地址分布，因为设计者想让XV6尽可能的简单易懂，所以左侧低于 PHYSTOP（0x8800 0000）的虚拟地址，使用的是直接映射的方式，比如虚拟地址 0x02000000 对应物理地址 0x02000000

这里需要注意一点就是权限，XV6 的虚拟地址空间每一段都有不同的权限。例如 Kernel text page 被标记为 R-X，意味着你可以读它，也可以在这个地址段执行指令，但是你不能向Kernel text写数据。

三、XV6 中支持虚拟内存的代码

阅读完第二节，了解了主板的物理地址结构和 XV6 内核的虚拟地址空间结构，那么这两者是如何映射到一起的？其实仔细想想就知道了，映射完成意味着可以根据 va 找到 pa，那么怎么根据 va 找 pa？当然是 page table 啦！所以映射就是在 page table 中把这两者的关系记录下来，就意味着映射完成！

来看代码：

// Initialize the one kernel_pagetable
void kvminit(void)
{
  kernel_pagetable = kvmmake();
}
//-------------------------------------------------------------------
// Make a direct-map page table for the kernel.
pagetable_t kvmmake(void)
{
  pagetable_t kpgtbl;

  kpgtbl = (pagetable_t) kalloc();
  memset(kpgtbl, 0, PGSIZE);

  // uart registers
  kvmmap(kpgtbl, UART0, UART0, PGSIZE, PTE_R | PTE_W);

  // virtio mmio disk interface
  kvmmap(kpgtbl, VIRTIO0, VIRTIO0, PGSIZE, PTE_R | PTE_W);

  // PLIC
  kvmmap(kpgtbl, PLIC, PLIC, 0x400000, PTE_R | PTE_W);

  // map kernel text executable and read-only.
  kvmmap(kpgtbl, KERNBASE, KERNBASE, (uint64)etext-KERNBASE, PTE_R | PTE_X);

  // map kernel data and the physical RAM we'll make use of.
  kvmmap(kpgtbl, (uint64)etext, (uint64)etext, PHYSTOP-(uint64)etext, PTE_R | PTE_W);

  // map the trampoline for trap entry/exit to
  // the highest virtual address in the kernel.
  kvmmap(kpgtbl, TRAMPOLINE, (uint64)trampoline, PGSIZE, PTE_R | PTE_X);

  // allocate and map a kernel stack for each process.
  proc_mapstacks(kpgtbl);

  return kpgtbl;
}

这里的逻辑其实非常简单，来看我帮你梳理一下，以主板上UART0的物理地址0x1000 0000为例，你现在有了这个物理地址，想要在内核的页表中添加一条 PTE，将虚拟地址0x1000 0000与物理地址对应起来，所以：

先在页表中找到这个 va 对应的 pte，找不到则使用 kalloc 分配一个新 page
然后修改这条 pte，使其指向物理地址 0x1000 0000

我们来详解这两步：

页表中寻找 va 对应的 pte，这是 walk() 函数的责任，walk()函数模拟了三级页表中根据 va 寻找 pte 的流程，之所以说模拟，是因为在真实的计算机中，这个寻找过程是 MMU 实现的，而不是 OS 实现的。
修改这条 pte 内容，将其指向物理地址

总结 kvminit() 的效果就是，创建使用 kalloc() 函数分配一个 4KB 的 page 作为内核页表，然后按照 XV6 内核的虚拟地址空间结构，将所有的虚拟地址和物理地址一一映射。下图中各色矩形就是映射结果：

其中 proc_mapstacks()函数比较有趣，它的作用是，计算了 TRAMPOLINE 地址（最大的虚拟地址）往下的 1+64*2+1 = 130页的地址，将这些虚拟地址映射到了64个 kalloc 分配的新页上，va使用 KSTACK 的计算方式，使得 va 的值依次是：

&TRAMPOLINE - 2*PGSIZE

&TRAMPOLINE - 4*PGSIZE

&TRAMPOLINE - 6*PGSIZE

……

这样 va 都是间隔的，所以在虚拟空间上形成了guard page包围 kstack0～63 的格局，最终实现把这些虚拟地址映射到 kalloc 分配的的内存空间（物理的 DRAM芯片）

#define KSTACK(p) (TRAMPOLINE - ((p)+1)* 2*PGSIZE)

详细分析见下图：

四、Lab3 ：pgtbl 心得

从上一个 lab 中可以知道，要想进行系统调用，必须有从用户态进入到内核态才可以实现这种调用。

以系统调用：getpid() 为例，正常流程是：在用户态使用 ecall 实现系统调用，执行 ecall 后进入内核态，在内核态中调用 myproc() 得到当前进程 proc 结构体，返回 proc->pid 即可

而 lab 想让我们实现的是：直接在“每个进程”启动时，指定一个名为 USYSCALL 的 page 存放 pid，并且设置该 page 的权限为 R | U，U 是指可以该 PTE 可以 user mode下使用，所以不用陷入内核态就可以使用这条 PTE 找到存放 pid 的 page（小小的吐槽，一个 page 就放一个 pid，属实浪费……）

根据提示可以很容易写出来：

提示：

可以使用kernel/proc.c中的proc_pagetable()执行映射。

选择只允许用户空间读取页面的权限位。

您可能会发现 mappages() 是一个有用的实用程序。

不要忘记在allocproc()中分配和初始化这个页面。

确保在freeproc()中释放页面。

首先定义 USYSCALL 的虚拟地址

#define USYSCALL (TRAPFRAME - PGSIZE)

struct usyscall {
  int pid;  // Process ID
};

那么如何实现在“创建每个进程时”完成映射呢？分析源码创建进程只有两种情况，一种是最初的 userinit()，另一种就是以后都用的 fork() 来创建进程，这两种创建进程的情况都是使用 allocproc() 函数：从 process table 中返回一个未使用的状态的进程，所以在 allocproc() 中分配这个页面的物理地址：p->usyscall，模仿上面的分配 trapframe page 的函数，可以很快写出来：

// in allocproc()
struct proc *p;
// Allocate a trapframe page.
if((p->trapframe = (struct trapframe *)kalloc()) == 0){
  freeproc(p);
  release(&p->lock);
  return 0;
}

// 为 USYSCALL page（虚拟地址）分配物理页面
if((p->usyscall = (struct usyscall *)kalloc()) == 0){
  freeproc(p);
  release(&p->lock);
  return 0;
}

// 初始化 USYSCALL page
p->p_usyscall->pid = p->pid

在 allocproc() 中要为进程分配对应的页表，使用 proc_pagetable() 函数，所以在这个函数中将 kalloc() 分配的物理地址p->usyscall 和虚拟地址 USYSCALL 完成映射：

// in proc_pagetable()
// 将 kalloc() 分配的物理地址p->usyscall 和虚拟地址 USYSCALL 映射
  if(mappages(pagetable, USYSCALL, PGSIZE,
               (uint64)p->usyscall, PTE_R | PTE_U) < 0){
    uvmunmap(pagetable, TRAMPOLINE, 1, 0);
    uvmunmap(pagetable, TRAPFRAME, 1, 0);
    uvmfree(pagetable, 0);
    return 0;
  }

根据提示最后要确保在 freeproc() 中释放页面。

// Free a process's page table, and free the
// physical memory it refers to.
void proc_freepagetable(pagetable_t pagetable, uint64 sz)
{
  uvmunmap(pagetable, TRAMPOLINE, 1, 0);
  uvmunmap(pagetable, TRAPFRAME, 1, 0);

   //在 freeproc() 中释放页面
  uvmunmap(pagetable, USYSCALL, 1, 0);
  uvmfree(pagetable, sz);
}

这个 lab 要求启动 XV6 时，打印出页表的内容。定义函数 vmprint() ，它接收一个 pagetable_t 类型的参数，并且按照下面的格式打印：

page table 0x0000000087f6b000                               //第一行显示vmprint的参数,即页表指针
 ..0: pte 0x0000000021fd9c01 pa 0x0000000087f67000          // .. 表示第1层深度的页表，pte后就是pte的内容，截取后10bit，再补足12个0就是pa
 .. ..0: pte 0x0000000021fd9801 pa 0x0000000087f66000       // .. .. 表示第2层深度的页表，pa后就是物理地址
 .. .. ..0: pte 0x0000000021fda01b pa 0x0000000087f68000
 .. .. ..1: pte 0x0000000021fd9417 pa 0x0000000087f65000
 .. .. ..2: pte 0x0000000021fd9007 pa 0x0000000087f64000
 .. .. ..3: pte 0x0000000021fd8c17 pa 0x0000000087f63000
 ..255: pte 0x0000000021fda801 pa 0x0000000087f6a000
 .. ..511: pte 0x0000000021fda401 pa 0x0000000087f69000
 .. .. ..509: pte 0x0000000021fdcc13 pa 0x0000000087f73000
 .. .. ..510: pte 0x0000000021fdd007 pa 0x0000000087f74000
 .. .. ..511: pte 0x0000000020001c0b pa 0x0000000080007000
init: starting sh

这个函数很简单，给出提示，可以仿照 freewalk 函数的递归写法来遍历页表，但是也就三层，我就直接循环遍历了：

//print pte
void vmprint(pagetable_t level2){
  //好，现在已经拿到了宝贵的顶级页表指针 pagetable，接下来打印 pte
  printf("page table %p\n", level2); //第一行直接打印pagetablr，得到页表地址

  //接下来遍历这个页表，找到PTE_V有效的就打印
  //这个打印顺序很有趣，就是很符合递归的顺序
  for(int i = 0; i < 512; i++) {
    pte_t level2_pte = level2[i];
    if(level2_pte & PTE_V) {
      printf("..%d: ", i);
      // 注意%p 用来打印指针变量的值
      printf("pte %p pa %p\n", level2_pte, PTE2PA(level2_pte));
      uint64 level1  = PTE2PA(level2_pte);

      for(int j = 0; j < 512; j++) {
        pte_t level1_pte = ((pagetable_t)level1)[j];
        if(level1_pte & PTE_V) {
          printf(".. ..%d: ", j);
          printf("pte %p pa %p\n", level1_pte, PTE2PA(level1_pte));
          uint64 level0  = PTE2PA(level1_pte);

          for(int k = 0; k < 512; k++) {
            pte_t level0_pte = ((pagetable_t)level0)[k];
            if(level0_pte & PTE_V) {
              printf(".. .. ..%d: ", k);
              printf("pte %p pa %p\n", level0_pte, PTE2PA(level0_pte));
            }
          }
        }
      }
    }
  } 

}

使用递归的难点是每一层打印的点点 “.. .. ”是和标准输出不一样的，但这也不是大问题，下面给出递归的写法：

void
vmprint(pagetable_t pagetable)
{
  if (printdeep == 0)
    printf("page table %p\n", (uint64)pagetable);
  for (int i = 0; i < 512; i++) {
    pte_t pte = pagetable[i];
    if (pte & PTE_V) {
      for (int j = 0; j <= printdeep; j++) {
        printf("..");
      }
      printf("%d: pte %p pa %p\n", i, (uint64)pte, (uint64)PTE2PA(pte));
    }
    // pintes to lower-level page table
    if((pte & PTE_V) && (pte & (PTE_R|PTE_W|PTE_X)) == 0){
      printdeep++;
      uint64 child_pa = PTE2PA(pte);
      vmprint((pagetable_t)child_pa);
      printdeep--;
    }
  }
}

在 lab 的这一部分，将向 xv6 添加一个新特性：检查指定页表中的访问位，并向用户空间返回访问信息：即实现 pgaccess()，这是一个报告哪些页面已被访问的系统调用。系统调用接受三个参数：

base，这是一个 page 的地址，从这个 page 开始检查
len，需要检查页面的数量。
mask，这是一个用户空间的地址，用来存储 bitmask，bitmask 反映了哪些 page 被访问

实现其实非常简单，要检查一个 page 是否被访问，只需要检查 PTE 中的 A bit 是否被设置，难点是理解 pgacess 的作用。

lab 要求阅读测试文件来分析出 pgaccess() 函数的作用：

void
pgaccess_test()
{
  char *buf;
  unsigned int abits;
  printf("pgaccess_test starting\n");
  testname = "pgaccess_test";
  buf = malloc(32 * PGSIZE);
  if (pgaccess(buf, 32, &abits) < 0)//pgaccess需要自己实现，自己定义返回被访问的页数总和
    err("pgaccess failed");
  buf[PGSIZE * 1] += 1;//buf[1024],访问第1页第一个字节（最早是0页）
  buf[PGSIZE * 2] += 1;//buf[2048],访问第2页第一个字节（最早是0页）
  buf[PGSIZE * 30] += 1;//访问第30页第一个字节
  if (pgaccess(buf, 32, &abits) < 0)
    err("pgaccess failed");
  printf("abits: %d\n", abits);
  if (abits != ((1 << 1) | (1 << 2) | (1 << 30)))//pgacess的效果就是设置abits，由于第1,2,30页被访问，所以abits的1,2,30位被设置为1
    err("incorrect access bits set");
  free(buf);
  printf("pgaccess_test: OK\n");
}

malloc分配了 32 page 给 buf，然后访问第1、2、30个page，pgaccess函数就输出了maskbits，将maskbitsd的第1、2、30bit设置为1，注意pgacess不能直接返回maskbits（第四章会有说明，可以直接返回，但是有问题，因为 xv6 只能返回 8bytes 的数据，如果是复杂一点的结构体就拉了），所以要使用 copyout 函数将 maskbits 返回到用户空间

使用argint函数和argaddr函数进行系统调用传参

int
sys_pgaccess(void)
{
  // lab pgtbl: your code here.
  uint64 base;
  int len;
  uint64 mask;

  argaddr(0, &base);
  argint(1, &len);
  argaddr(2, &mask);

  return pgaccess((void*)base, len, (void*)mask);
}

先不用理解原理，传参原理第四章节会将，现在知道怎么用就好了。

在proc.c中实现 pgaccess

int pgaccess(void *base, int len, void *mask)
{
  void *pg = base;//用来遍历所有页的指针
  struct  proc *proc = myproc();
  uint32 ans = 0;
  pagetable_t pagetable = proc->pagetable;

  for(int i = 0; i < len; i++) {
    pg = base + PGSIZE * i;//这里void *类型的指针加法效果和 char * 是一样的：即指针加1代表加1字节

    pte_t *pte = walk(pagetable, (uint64)pg, 0);//注意walk要求 pg 进行 void* -> uint64 的类型转换
    // 检查PTE_A是否设置
    if (pte != 0 && ((*pte) & PTE_A)){
        ans = ans | (1 << i);
        *pte &= ~PTE_A;  // clear PTE_A 这里要对检查PTE_A是否设置后，一定要清除。因为检查本身就会导致 PTE_A 被 set
    }

  }
  //return ans;
  return copyout(pagetable, (uint64)mask, (char *)&ans, sizeof(int));

}

OK，以上就是 MIT-OS-04 的所有内容了，比起后面学的 CMU15-445 和 MIT6.824 来说，返回头来看这些 lab 发现非常简单，但当时记得写的还是有点痛苦的，或许是我确实成长了吧！这次复习，让我真正理解了一个以前没想清楚的知识点：为什么多级页表节省空间？为什么多级页表可以不创建没有映射的 PTE，单级页表却要一条都不能少？关键在于"全部映射"这四个字哈哈哈。

所有代码见：我的GitHub实现

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