🗒️Xv6-Page Table

本Blog基于任职美国于波特兰洲立大学的教授@hhp3

在Youtube上对xv6内核的讲解视频

本期讲解xv6中的页表，视频链接在下面

xv6 Kernel-8: RiscV Page Tables

Part 8 in a short course describing the xv6 operating system kernel concepts, data structures, and code. Risc-V version from MIT.

https://www.youtube.com/watch?v=g7B0WS5Xu-A&list=PLbtzT1TYeoMhTPzyTZboW_j7TPAnjv9XB&index=5

预备知识

• 在xv6中，页表由指针satp(supervisor register for address translation pointer)指向。这是一个CSR（control and status register)类型的指针。

• 虚拟地址转换通常会在用户模式和监督者模式(Supervisor Mode)打开。satp指针在系统初始化时为0，在进入用户态和监督者态之后将会指向需要使用的页表

• 页表又分为Kernel Page Table和User Page Table。每一个用户都有一张User Page Table。

• Kernel Page Table 提供
一对一的映射（绝大多数情况）
映射所有的实际内存（实存），因此kernel代码不需要做任何的计算就可以访问实存中的任何地址。
对于IO设备储存的映射

• User Page Table
每一个用户都拥有一张User Page Table

• 为了提升性能，真正的处理器都拥有TLBs(Translation Lookaside Buffers)。这些寄存器对于用户是透明（无需感知）的。作用是作为最近访问的PTE(Recent Page Table Entry)的缓存。对于用户而言，他们只需要知道每当sapt寄存器被更新（即更换页表），TLBs就应该被刷新（不然呢？）该操作由sfence_vma（）函数执行sfence.vma完成。

虚地址映射流程

数据结构

流程

深入代码

• pagetable_t pagetable 一张页表

• unit64 va 一个无符号64位地址

• alloc 0则walk through table, !0则创建一张新表

• if (va ≥ MAXVA) panic(”walk”) 首先判断虚拟地址是否合法

• for(int level = 2; level > 0; level--) {} 一个for循环遍历从高层到低层遍历页表（from level=2 → level=1)🌳
• pte_t *pte = &pagetable[PX(level, va)]; 这里是要获取下一层PTE的地址(&pagetable)，我们查看一下PX做了什么,PX定义在kernel/riscv.h
显然，根据虚拟地址的结构，我们看到PX中va在不断地右移，并且与9bits掩码PXMAS做与操作，那很可能PX就是想要取va中的L2,L1,L0数据段。通过查看PXSHIFT 可以进一步验证我们的想法，当level=1,PXSHIFT=21;level=2,PXSHIFT=30。
也就是说PX是在第三级和第二级页表中根据Va寻找下一级页表的物理地址的。再直白点就是取了L2,L1,L0的那9bits.
 
• if(*pte & PTE_V) {} 这里是判断有没有获取到合法的PTE地址，其中PTE_V在kernel/riscv.h中定义为#define PTE_V (1L << 0) // valid 根据PTE结构我们就可以知道这条语句是判断PTE的最后一位valid位是否合法。如果合法，我们就进入这个if
来看看这个if里面做了什么吧
根据函数名字PTE2PA盲猜是页表toPA（Physical Address)的转换。同样地我们在kernel/riscv.h中找到PTE2PA
接收的是一个PTE地址（64bits）首先右移10位，回想PTE的结构就知道这里我们去掉了最后的10位，留下[reserved(10bits)][physical page number(44bits)]。然后我们再左移12位，回想一下真实的物理地址的结构就知道，真实的物理地址是[PPN(44bits)][offset(12bits)]，因此我们左移12位，后面的offset就是0，所以我们得到的就是下一级页表的地址（也就说是下一级页表的物理位置的头）。
 
• else
可以看到这里判断了!alloc（也就是非分配新页表）或者pagetable = (pde_t*)kalloc()) == 0 （感觉这里就是一个找不到的处理）如果既不是要分配，又找不到，那就返回0（应该是错误的意思）
💡
有关kalloc()可以参考我的另一篇博客
🗒️
Xv6-Klloc
 
如果alloc是非0的（就是说要分配新的页表）那么就调用memset(pagetable, 0, PGSIZE); 分配内存，然后将pte指针指向该页表的地址。其中valid位被置为1。我们可以在kernel/riscv.h中查看函数PA2PTE
即给一个刚分配好的物理地址pa，然后右移12位，左移10位。回顾一下PTE的结构我们就可以知道，这样子刚刚好最后十位就是一堆校验，然后有44位的physical page number,还有10位保留。（其实这就是刚刚PTE2PA的逆过程）
 

• 最后，return &pagetable[PX(0, va)]; 当遍历到最后一级的时候，调用PX,传入参数为level=0。根据上面对PX的分析，当level=0,PXSHIFT=12 。这就意味着我们取出了PTE中L0的九位,然后根据这9位置去L0级的页表，找到属于这个va的44bits PNN。

walk函数总结