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网站怎么会k如果网站没有做icp备案

wzjs 2025/9/12 10:16:21

网站怎么会k,如果网站没有做icp备案,济南网红隧道,郑州建设工程交易中心网站本篇是 MIT6.S081 操作系统课程 Lab6 的实验笔记，目标是完成 fork() 写时复制（Copy-on-Write）的功能，算是上一个懒分配实验的延伸。未修改的 fork() 会复制父进程所有的内存到子进程，这个过程耗时且浪费内存&#xf…

本篇是 MIT6.S081 操作系统课程 Lab6 的实验笔记，目标是完成 fork() 写时复制（Copy-on-Write）的功能，算是上一个懒分配实验的延伸。

未修改的 fork() 会复制父进程所有的内存到子进程，这个过程耗时且浪费内存，写时复制的核心思想是：

fork 阶段，新创建的子进程页表，映射到父进程的物理地址，父子进程页表指向的物理地址是相同的
同时，将共享的物理页面映射成只读。
只有当父子进程中的某一方尝试修改共享的页面时，触发页面错误，OS 才真正为子进程复制该页面。

Lab6 地址：https://pdos.csail.mit.edu/6.828/2020/labs/cow.html
我的实验记录：https://github.com/yibaoshan/xv6-labs-2020/tree/cow

在开始实验之前，你需要：

观看 Lecture 8 课程录播视频：Interrupts（中断）
- YouTube 原版：https://www.youtube.com/watch?v=zRnGNndcVEA
- 哔哩哔哩中译版：https://www.bilibili.com/video/BV19k4y1C7kA?vd_source=6bce9c6d7d453b39efb8a96f5c8ebb7f&p=8
阅读《xv6 book》第五章： 中断和设备驱动
- 英文原版：https://pdos.csail.mit.edu/6.828/2020/xv6/book-riscv-rev1.pdf
- 中译版：https://xv6.dgs.zone/tranlate_books/book-riscv-rev1/c5/s0.html

Implement copy-on write(hard)

Your task is to implement copy-on-write fork in the xv6 kernel. You are done if your modified kernel executes both the cowtest and usertests programs successfully.

实现 copy-on-write fork 功能，并通过 cowtest 和 usertests 测试程序。

实验要求不能在上一节懒加载代码的基础上改，请切换到 cow 分支。

实现思路视频中讲得比较清楚：

延迟复制/释放，把一个物理页的复制（kalloc() then memmove()）和释放（kfree()）操作，改为记录这个物理页面被多少个进程引用
- 创建新的物理页，引用数 +1
- 复制一个物理页面，该物理页的引用数 +1
- 进程释放一个物理页面，引用计数 -1，只有最后一个进程解除引用时，才可以真正的释放物理内存。
- 执行写时复制，物理页的引用数也需要 -1
写时复制，本实验的核心功能，当一个进程尝试向一个共享页写入的时候，执行创建新物理页并复制。
- 为 PTE 新增标识，用来标记这个物理页是写时复制的共享页面。
- 触发页面错误，OS 才真正为子进程复制该页面。

1、延迟复制/释放

首先我们需要新增引用记数，用来记录每个物理页面被多少个进程引用，内存的申请释放都在 kalloc.c 文件

...
struct {struct spinlock lock;struct run *freelist;
} kmem;// 物理地址转 index
#define PA2IDX(p) (((uint64)(p)) / PGSIZE)struct {struct spinlock lock; // 保证并发安全int ref_arr[PHYSTOP / PGSIZE]; // 每个物理页面的引用次数
} page_ref; // 模仿 kmem 新建页面引用结构
...

新建 page_ref 结构体，里面有个数组用来存储物理页面的引用次数，还有个 lock 自旋锁，用来保证多 CPU 的并发安全。

void
kinit()
{initlock(&kmem.lock, "kmem");initlock(&page_ref.lock, "pageref"); // 初始化 page_ref.lockfreerange(end, (void*)PHYSTOP);
}

初始化 page_ref.lock

void *
kalloc(void)
{...if(r){memset((char*)r, 5, PGSIZE); // fill with junk// 如果是新分配的有效物理页，引用计数为 1page_ref.ref_arr[PA2IDX(r)] = 1;}return (void*)r;
}

如果是新分配的有效物理页，引用计数需要为 1。

kfree() 释放函数也需要修改，释放一个物理页面，引用计数 -1，只有最后一个进程解除引用，没有进程映射到该物理页了，才真正释放页面

void
kfree(void *pa)
{struct run *r;if(((uint64)pa % PGSIZE) != 0 || (char*)pa < end || (uint64)pa >= PHYSTOP)panic("kfree");acquire(&page_ref.lock);// 只有页面的引用计数为 0，没有进程映射到该物理页了，才真正释放页面if(--page_ref.ref_arr[PA2IDX(pa)] <= 0) {// Fill with junk to catch dangling refs.memset(pa, 1, PGSIZE);r = (struct run*)pa;acquire(&kmem.lock);r->next = kmem.freelist;kmem.freelist = r;release(&kmem.lock);}release(&page_ref.lock);
}

同时，还需要给外部提供增加引用次数和复制物理页的函数


// 如果有必要，克隆一页物理页
void *ktry_pgclone(void *pa) {acquire(&page_ref.lock);// 这个物理页本来就只有一个地方引用，直接返回if(page_ref.ref_arr[PA2IDX(pa)] <= 1) {release(&page_ref.lock);return pa;}// 申请一页物理页uint64 newpa = (uint64)kalloc();if(newpa == 0) {release(&page_ref.lock);return 0;}// 复制老物理页内容到新页memmove((void*)newpa, (void*)pa, PGSIZE);// 老物理页引用减一page_ref.ref_arr[PA2IDX(pa)]--;release(&page_ref.lock);return (void*)newpa;
}// 增加物理页面的引用次数
void kparef_inc(void *pa) {acquire(&page_ref.lock);page_ref.ref_arr[PA2IDX(pa)]++;release(&page_ref.lock);
}

把原先的 vm.c 里面的 copy 工作，改为对这个物理页的引用次数 +1

int
uvmcopy(pagetable_t old, pagetable_t new, uint64 sz)
{pte_t *pte;uint64 pa, i;uint flags;
//  char *mem; // 不需要新的内存空间的for(i = 0; i < sz; i += PGSIZE){if((pte = walk(old, i, 0)) == 0)panic("uvmcopy: pte should exist");if((*pte & PTE_V) == 0)panic("uvmcopy: page not present");pa = PTE2PA(*pte);// 如果页面是可写权限，那把它标记为 COW 并移除写权限if (*pte & PTE_W) {*pte = (*pte & ~PTE_W) | PTE_COW;}flags = PTE_FLAGS(*pte);// 这里取消申请内存并复制的操作
//    if((mem = kalloc()) == 0)
//      goto err;
//    memmove(mem, (char*)pa, PGSIZE);// 将爸爸的物理地址映射到新的页表if(mappages(new, i, PGSIZE, (uint64)pa, flags) != 0){goto err;}// 将物理页的引用次数增加 1kparef_inc((void*)pa);}return 0;err:uvmunmap(new, 0, i / PGSIZE, 1);return -1;
}

2、写时复制

内存复制延迟到写操作，那就需要一种方来标记，哪些页面是写时复制的共享页面，我们这里用的是 PTE 的保留位来实现

kernel/riscv.h
...
#define PTE_U (1L << 4) // 1 -> user can access
#define PTE_COW (1L << 8)  // 第8位保留位用于标记 COW 页面

提供个方法，针对 cow 页面，执行创建新物理页并复制。

kernel/vm.c
// 处理 COW 页错误
int cow_handler(pagetable_t pagetable, uint64 va)
{pte_t *pte;// 拿到 va 对应的页表项if((pte = walk(pagetable, va, 0)) == 0)panic("uvmcowcopy: walk");uint64 pa = PTE2PA(*pte);uint64 newpa;// 转为 pa 丢到 kalloc 里面处理，因为涉及到物理页的记数操作if((newpa = (uint64)ktry_pgclone((void*)pa)) != 0){// 重新修改为可写，并删除 cow 标识uint64 flags = (PTE_FLAGS(*pte) | PTE_W) & ~PTE_COW;// 解除原来的映射，注意最后一个参数要传0，不释放物理页uvmunmap(pagetable, PGROUNDDOWN(va), 1, 0);// 映射到新的物理页if(mappages(pagetable, va, 1, newpa, flags) == -1) {panic("uvmcowcopy: mappages");}return 0;}return -1;
}

然后，如果发现是 cow 页面，就调用 cow_handler() 来处理。

kernel/vm.c
#include "spinlock.h"
#include "proc.h"
int
copyout(pagetable_t pagetable, uint64 dstva, char *src, uint64 len)
{uint64 n, va0, pa0;pte_t *pte;struct proc *p = myproc();while(len > 0){va0 = PGROUNDDOWN(dstva);// 如果是 cow 页，执行复制if(va0 < p->sz && (pte = walk(pagetable, va0, 0))!=0 && *pte & PTE_V&& *pte & PTE_COW)cow_handler(pagetable,va0);pa0 = walkaddr(pagetable, va0);...
}

kernel/trap.c
void
usertrap(void) {...if (r_scause() == 8) {// system call...} else if ((which_dev = devintr()) != 0) {// ok} else if (r_scause() == 13 || r_scause() == 15) { // 和上一节实验一样，响应页错误pte_t *pte;uint64 va = r_stval();// 检查地址是否合法if (va >= p->sz)exit(-1);pte = walk(p->pagetable, va, 0);// 检查 pte 是否有效且是个 cow 页，不满足条件直接干掉进程if (pte == 0 || (*pte & PTE_V) == 0 || (*pte & PTE_COW) == 0)exit(-1);// 如果是 cow 页面，尝试为它完成写时复制if (cow_handler(p->pagetable, va) == -1) {exit(-1);}} else {printf("usertrap(): unexpected scause %p pid=%d\n", r_scause(), p->pid);printf("            sepc=%p stval=%p\n", r_sepc(), r_stval());p->killed = 1;}...
}

最后来执行测试用例 cowtest
在这里插入图片描述