Paging hardware
RISC-V page table(logically) 包含2272^{27}227个page table entries(PTE),每个PTE含一个44位的physical page number(PPN)和一些flags位
virtual address xv6使用RISC-V的Sv39模式，只有低位的39位被使用
翻译为物理地址时，取39位中高位的27位在页表中寻找PTE，PTE中的44位PPN与virtual address中低位的12位共同构成56位的物理地址
虚拟地址与物理地址均有可扩展的空间
RISC-V page table(physically) 实际上是三级树状结构，虚拟地址的27位的前9位、中9位、后9位分别对应三个页表中的PTE
这种结构能减少要分配的页表内存（中间页表和底层页表）
Translation Look-aside Buffer(TLB)
flag bits 如下图，其中包含可用V、读R、写W、执行X、用户态可访问U等flag
satp寄存器 是每个CPU自己的页表的根指针，因此不同CPU能运行不同的进程
Kernel address space
xv6启动时，会创建一个描述内存地址空间的页表
内核将虚拟地址映射为与物理地址相等，成为"直接映射"
不被直接映射的内核虚拟地址：
the trampoline page: 被映射两次，一次在所有进程页表和内核页表虚拟地址空间最高处，一次在内核页表中直接映射
the kernel stack pages: 被映射到较高的内核虚拟地址，因此guard page可以放在它下面，防止数据溢出
所有CPU在内核中运行时都可以使用该内核页表，xv6在创建该内核页表后不会再编辑它
Code: creating an address space
kernel/vm.c中kvm开头的文件为内核页表相关，uvm为用户页表相关，其他函数与两者皆有关
walk函数中，若一二级页表中未找到可用的pte且alloc参数不为0，则分配一个新的页表页，并将其物理地址放入pte中
Physical memory allocation
kernel/kalloc.c 来复习一下链表的头插法吧
将空闲节点r插入链表kmem.freelist的头部
cpp
r->next = kmem.freelist;
kmem.freelist = r;Process address space
0 - MAXVA (0x4000000000)
由不同页构成
| 地址空间内容 | 权限 |
|---|---|
| 堆 | RW-U |
| 栈（单页） | RW-U |
| 程序预初始化数据 | RW-U |
| 程序文本 | R-XU |
为程序文本不赋予Write权限可防止修改程序指令
为数据不赋予eXecute权限可防止跳转到数据地址执行程序
stack是单页，初始内容由系统调用exec创建，在顶部包含了命令行参数字符串和指向它们的指针数组，接下来是argc,argv\[\]等main函数执行需要的参数
xv6还在stack页下方设置了不赋予User权限的guard page来 防止栈溢出 ，实际操作系统中则会为栈自动分配更多内存来处理溢出
Code: exec
exec用一个可执行文件的内容替换当前进程的user address space
流程 （结合上图理解）：
读取二进制ELF文件进内存 -> 倒序分配stack guardpage页 -> 倒序复制argc,argv及其指针，将argvargc设为0 -> 系统调用返回值a0=argc,设置a1=argv -> 提交到用户
ELF文件头读取 以/init为例
四个程序头分别为：
1.注释（可忽略）
-
代码段 off 从文件偏移0x1000处读取内容 vaddr 加载到虚拟地址0x0 align 对齐为2122^{12}212=4096 flags Read eXecute
-
数据段
4.栈信息 STACK 非LOAD类型，会被跳过
Real world
实际操作系统
RAM放在不可预测的物理地址上而非0x80000000，或利用页表将任意的的物理地址转化为可预测的虚拟地址
动态选择页的大小
address space identifiers(ASID)更新特定地址空间TLB而非刷新整个TLB
分配4096bytes大小以外的块