【MIT 6.S081】2020, 实验记录（6），Lab: Copy-on-Write Fork

COW 的意思是说，当 fork 时，子进程不会完全拷贝父进程的整个内存空间，而是与父进程共享同一份物理内存，并在 page table 中记录映射关系，当任意一个进程需要写某块内存时，会发生 page fault，page fault handler 会真正分配出一块新的内存并重新建立映射，从而节省了大量的内存拷贝。

通过这个 lab，对 COW 有了更深的了解。

Task: Implement copy-on write

这个 task 的要求是实现 COW，并通过 cowtest 和 usertests。

step 1：对内存块进行引用计数

由于多个进程可能会共享同一份物理内存，因此像 kfree() 这类函数不能随意释放一个物理内存，而是需要借助引用计数来决定能否真正释放物理内存，所以我们需要实现对每个物理内存块的引用计数。

在 kalloc.c 文件中，我们模仿 kmem 结构体写一个 kref，用来对每个内存块进行引用计数：

struct {struct spinlock lock;int counts[PHYSTOP / PGSIZE];
} kref;

在 kinit() 对 kref 进行初始化：

kinit

更改引用计数的函数：

// 增加对某个物理地址的引用计数
void
kref_inc(uint64 pa)
{acquire(&kref.lock);kref.counts[pa / PGSIZE]++;release(&kref.lock);
}// 减少对某个物理地址的引用计数
void
kref_dec(uint64 pa)
{acquire(&kref.lock);kref.counts[pa / PGSIZE]--;release(&kref.lock);
}// 获取某个物理地址的引用计数
int
kref_count(uint64 pa)
{int count;acquire(&kref.lock);count = kref.counts[pa / PGSIZE];release(&kref.lock);return count;
}

然后修改 kalloc()，当新分配一个物理内存块时，其引用计数应当为 1：

kalloc
然后是修改 kfree() 函数，当通过 kfree 想释放一个内存块时，需要检查这个内存块的引用计数，如果存在多个引用，只需要对引用计数 -1 即可，只有当没有更多进程引用这个内存块时，才能真正释放它：

kfree

step 2：`uvmcopy` 实现 fork 时将 parent 的物理页映射到 child 中

调用 fork 时，会使用 uvmcopy 来克隆一份 parent 的物理内存空间给 child，而我们为了实现 COW，在这里只需要共享同一个物理内存。

具体的做法就是，遍历 parent 的整个内存空间，将其物理地址封装成 PTE 放入 child 的 page table 中，同时需要将 parent 和 child 的 PTE 都改为只读的，这样之后任一进程在 write 时能够发生 page fault 并进而完成实际的内存分配。

除了 PTE 需要设置为只读的，还需要在 PTE 标记一下这是一个 COW page，从而与普通的只读 page 进行区分，为此，需要使用 PTE 中的预留位作为 COW 标志位：

PTE_COW
修改 uvmcopy：

uvmcopy
这一块代码对原有拷贝整个内存空间的代码进行改造，实现遍历整个内存空间，并获取每块内存的 PTE 和物理地址，对 PTE 的 flags 做了修改后，再将其添加到 child 的 page table 中。另外注意，需要增加对物理内存的引用计数，因为这里每个内存增加了一个 child 进行对其的引用。

step 3：在 `usertrap` 中增加对 page fault 的处理

当一个被标为 COW 的只读 page 发生 page fault 时，我们需要对其进行 COW 的处理，为其分配一份新的物理内存，并修改 page table 中的映射，这样当 page fault 被处理并恢复正常流程后，就可以对内存进行 write 了。

首先我们需要一个函数来判断一个 page 是否为 COW page：

// 判断是否为 cow page
// 是的话返回 1，否则返回 0
int is_cowpage(pagetable_t pagetable, uint64 va){if (va >= MAXVA)return 0;pte_t *pte = walk(pagetable, va, 0);if(pte == 0)return 0;if ((*pte & PTE_V) == 0)return 0;return (*pte & PTE_COW) != 0;
}

另外我们将处理 COW 导致的 page fault 的逻辑封装为函数 handle_cow()：

void* handle_cow(pagetable_t pagetable, uint64 va){va = PGROUNDDOWN(va);pte_t *pte = walk(pagetable, va, 0);if(pte == 0)return 0;uint64 pa = PTE2PA(*pte);if (pa == 0)return 0;// 根据 ref count 判断是否需要分配新的物理页if (kref_count(pa) == 1) {// 如果只存在一个引用，则直接修改 PTE 的 flags 并返回即可*pte |= PTE_W;  // 增加 PTE 的写权限*pte &= ~PTE_COW;  // 清除 PTE 的 COW 标志return (void*)pa;}// 如果存在多个引用，则需要分配新的物理页并拷贝旧页面内容char *mem = kalloc();  // 分配物理内存if (mem == 0) {return 0;}memmove(mem, (void*)pa, PGSIZE);  // 拷贝旧页面内容// 修改 va 的 mapping*pte = PA2PTE(mem) | ((PTE_FLAGS(*pte) | PTE_W) & (~PTE_COW));// 将旧物理页的 ref count 减一kfree((void*)pa);return mem;
}

这里的易错点：

我们需要通过物理页的 ref count 来决定处理 COW page fault 时，是否需要分配一个新的物理页，因为当被标为 COW page 时，是两个及以上的进程来共享同一个物理 page，当随着有些进程因为 COW page fault 而创建了新的内存块而减少 ref count，直到当 ref count 为 1 时，发生 COW page fault 的进程就不再需要分配新的物理页，而是直接将之前的物理页恢复可写的 flag 即可。
修改 PTE 的 flags 时，注意不要出错

有了这两个函数，我们就可以在 usertrap() 中增加对 page fault 的处理逻辑：

usertrap