寄存器satp
操作系統(tǒng)分為用戶模式和內(nèi)核模式曹铃，riscv架構(gòu)也分為特權(quán)架構(gòu)和非特權(quán)架構(gòu)加叁。特權(quán)架構(gòu)指的是因為定時器中斷未巫，異常和系統(tǒng)調(diào)用等情況，進程從用戶模式切換到內(nèi)核模式時筋栋，對一些特權(quán)架構(gòu)的寄存器進行一系列的操作，也是用戶態(tài)和內(nèi)核態(tài)可以進行分離的實現(xiàn)原理正驻。
Satp（Supervisor Address Translation and Protection Register）寄存器是虛擬地址轉(zhuǎn)換的一個非常重要的寄存器弊攘，下圖展示了stap寄存器的內(nèi)容。
當MODE位為0時姑曙，虛擬地址不會進行轉(zhuǎn)化襟交，此刻的虛擬地址就是物理地址。軟件會將satp寄存器的其他字段清0伤靠。MODE為不同值時捣域，會根據(jù)MODE位選擇不同結(jié)構(gòu)的頁表，如下圖所示宴合。在32位的操作系統(tǒng)下焕梅，頁表只有sv32一種結(jié)構(gòu)。在64位操作系統(tǒng)下卦洽，有sv39贞言，sv48等多種頁表結(jié)構(gòu)。
PPN存放的是最高級頁表的起始頁號（頁目錄）阀蒂，根據(jù)相應的page大小進行可以得到最高級頁表（頁目錄）的物理地址该窗。這樣cpu就可以告訴虛擬內(nèi)存地址從哪里翻譯成物理內(nèi)存地址。（頁表的地址必須為物理地址蚤霞，因為內(nèi)容本身只能存放在真正的物理地址中酗失，頁表是虛擬地址指向物理地址的媒介）每一個應用程序都有屬于自己的頁表，當cpu從一個應用程序切換到另一個應用程序的時候争便，也需要切換satp寄存器中的內(nèi)容级零。每個進程都有自己的進程描述符，在進程描述符中會定義頁目錄的地址并將該地址寫入到stap寄存器中。
頁表和多級頁表
如果直接將虛擬地址一一對應映射到物理地址奏纪，那么對于頁表機制的空間需求太大了鉴嗤。
比如全中國14億人，如果每個人的信息都是中國浙江嘉興海寧奕斯偉xxx序调，那么14億人占據(jù)的信息大小就會非常大醉锅。而如果對信息進行分類，比如同屬中國发绢，保留34個省硬耍，再保留下面的縣，那么需要保存的數(shù)據(jù)量將會變得非常斜呔啤（類似于填寫快遞收貨地址）经柴。頁表的分頁機制就是類似這種原理。
一級頁表的思路是：定位數(shù)據(jù)所在的頁和頁內(nèi)的偏移墩朦，就可以轉(zhuǎn)化成為物理地址坯认。如下圖：
3212位共計20位元素，可以表示2^20=1M個頁氓涣，一個頁的大小為4k牛哺，可以正好覆蓋虛擬內(nèi)存的1M*4K=4GB。011位共計12位可以覆蓋頁的大欣头汀：2^12=4k引润，可以表示為頁內(nèi)偏移。該方法需要為頁表分配1M（頁表數(shù)量）*4k（單個頁表的大醒魍妗）=4MB的內(nèi)存空間淳附。占用空間還是太大，于是多級頁表出現(xiàn)了凰荚。
虛擬地址和物理地址的組成
先來看虛擬地址的組成：
再來看轉(zhuǎn)換后的物理地址：
頁表要做的事情就是將虛擬地址中的20位的VPN[0]和VPN[1]經(jīng)過頁表的轉(zhuǎn)換，變成22位的PPN[0]和PPN[1]便瑟，最后的12位page offset稱作頁內(nèi)偏移缆毁，物理地址和虛擬地址的page offset是一樣的。轉(zhuǎn)換的形式如下圖所示：
頁表項PTE
頁表項（page table entry）是頁表中存儲的內(nèi)容到涂，是尋址的媒介與核心脊框。sv32中，頁表包含了2^10個PTEs践啄，每個頁表項為4個字節(jié)浇雹。下圖展示了PTE的組成。
V位表示PTE是否有效屿讽，如果V=0昭灵，則PTE中的其他位是無效的吠裆。R，W烂完，X分別表示頁的可讀试疙，可寫，可執(zhí)行權(quán)限抠蚣。當這三位都為0時祝旷，PTE中的PPN表示的是指向下一級頁表的物理頁號。下圖表示的是嘶窄，XWR在不同的權(quán)限位時怀跛，PTE的含義。
U位表示的是當前頁在用戶模式下是否可用柄冲。只有當U=1時吻谋，用戶模式下才可以使用當前頁。當sstatus寄存器的SUM位為1時现横，表明supervisor模式下可以訪問user模式下的頁面滨溉。當SUM位為1，且U=1時长赞，supervisor模式下的softwatre可以訪問頁面。但是通常情況下闽撤，SUM為為0得哆，supervisor訪問user模式下的頁會產(chǎn)生錯誤，而且SUM位是否位1哟旗，贩据，supervisor模式盡量不要訪問U=1的頁面。
G位表示是否是全局映射闸餐。未能將全局映射設(shè)置為全局的饱亮，會降低性能。而將非全局映射標記會全局的舍沙，可能會導致bug近上。
RSW保留供supervisor模式下使用，此處可以暫時忽略拂铡。
每個lead PTE（即表示虛擬地址對應物理頁號的PTE）都包含A（access）和D（dirty）位壹无。其中A位表示虛擬頁在上次A被清零之后是否被讀/寫/執(zhí)行過。D位表示虛擬頁在D位上次被清零之后是否被寫過感帅。正常情況下將A和D位置1來提高效率斗锭。對于non-leaf PTE，D失球，A岖是，U位被保留用作未來的標準使用，并且必須被軟件清零。
多級頁表尋址過程
Sv32虛擬地址va被轉(zhuǎn)化成物理地址pa的過程如下：
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a = stap.ppn * PAGESIZE, i = LEVELS - 1(stap中的ppn字段表示的頁目錄的物理頁號豺撑，乘PAGESIZE得到的是頁目錄的物理地址烈疚。對于sv32，PAGESIZE = 2^12(4Kb), LEVELS = 2前硫，表示的是二級頁表映射胞得，i表示VPN[1], VPN[0]，所以要減1) - pte的地址：
a + va.vpn[i]*PTESIZE（a是頁目錄的物理地址屹电，vpn[i]中存放的是index阶剑，乘PTESIZE得到了對應PTE的偏移地址，加上頁目錄的基地址之后就得到了頁目錄對應的PTE危号，可以通過PTE得到下一級頁表的）
此時需要對pte的進行安全性的檢查牧愁，如果違反PMA和PMP的檢查，則出發(fā)一個access-fault - 如果pte的V位為0外莲，或者r為0且w位為1猪半，則停止并原始的
access type觸發(fā)一個page fault - 如果經(jīng)過了上述的檢查，則表明PTE是有效的偷线。如果pte頁表項的r為1磨确，或者x為1，則直接跳轉(zhuǎn)到步驟5声邦。（表明此時PTE為
leaf PTE乏奥，已經(jīng)尋找到了對應虛擬地址對應的物理頁號）。否則PTE中的PPN指向的是下一級頁表的物理頁號亥曹。將i = i-1邓了，如果i=0，則停止并根據(jù)原始的access type觸發(fā)一個page fault媳瞪。如果i大于等于0骗炉，a = pte.ppn * PAGESIZE(得到了下一級頁表的物理頁號*size得到了下一級頁表的物理地址)，并跳轉(zhuǎn)到步驟2蛇受。 - 到第五步說明已經(jīng)尋找到了
leaf PTE句葵。根據(jù)當前特權(quán)模式以及mstatus寄存器中的SUM和MXR（如果MXR = 0，只有l(wèi)oad被標記位可讀的頁才可以成功龙巨，如果為1笼呆，則load可讀可執(zhí)行的頁都會成功）字段的值，判斷pte中的r旨别，w诗赌，x和u位是否符合內(nèi)存訪問的請求。如果不符合秸弛，則停止并根據(jù)原始的access type觸發(fā)一個page fault铭若。 - 如果i>0洪碳，且pte.ppn[i-1 : 0] 不等于0，則說明這是一個未對齊的
super page叼屠，停止并根據(jù)原始的access type觸發(fā)一個page fault - 如果pte的a位為0瞳腌，或者memory access為store且pte的d位為0時，根據(jù)原始access type觸發(fā)一個page fault镜雨，或者：
- 將pte的a位置1嫂侍，且如果memory access是store時，將pte的d位設(shè)為1
- 如果access違反了PMA或者PMP的檢查荚坞，觸發(fā)一個page fault
- 此更新和步驟2中l(wèi)oad pte的過程必須是原子的挑宠，尤其地，不能在此過程中插入store操作
- 到該步驟則說明虛擬地址到物理地址的轉(zhuǎn)換是成功的颓影。leaf PTE中的PPN就是最終轉(zhuǎn)換成功的物理頁號各淀，加上虛擬地址的offset就變成了物理地址。轉(zhuǎn)換后的物理地址要滿足一下特性：
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pa.pgoff = va.pgof（物理地址的頁內(nèi)偏移與虛擬地址的頁內(nèi)偏移是一樣的） - 如果i>0诡挂，則說明這是一個superpage的轉(zhuǎn)換碎浇，pa.ppn[i-1 : 0] = va.vpn[i-1 : 0]。
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pa.ppn[LEVELS-1 ：i] = pte.ppn[LEVELS-1 : i]（最終的物理地址的物理頁號是leaf PTE的物理頁號）
64位操作系統(tǒng)的多級頁表轉(zhuǎn)換
32位操作系統(tǒng)的頁表轉(zhuǎn)換只有sv32一種璃俗，已經(jīng)在2.3.4中詳細講述奴璃。64位操作系統(tǒng)根據(jù)satp寄存器的MODE位可以分為sv39和sv48等多種頁表轉(zhuǎn)換方式，但原理其實和sv32差不多城豁。sv39采用的是三級頁表溺健，sv48為四級頁表，下圖分別展示了在sv39和sv48時的虛擬地址钮蛛，物理地址和頁表項pte。
下圖來自MIT的xv6操作系統(tǒng)課程對sv39三級頁表映射方案從虛擬地址到物理地址地址轉(zhuǎn)換的總結(jié)剖膳。
Page fault
產(chǎn)生page fault的情況有很多種魏颓，比如因為懶加載機制，并沒有給當前虛擬地址分配物理地址吱晒；根據(jù)地址轉(zhuǎn)換的安全性檢查甸饱，也會產(chǎn)生page fault；或者pte因為物理存儲機制被存放至磁盤空間仑濒，也需要page fault進行swap等等叹话。本章節(jié)將會講述產(chǎn)生page fault的原因，后續(xù)章節(jié)中會講述xvisor是如何具體處理page fault的墩瞳。下圖展示了在地址轉(zhuǎn)換的過程中出現(xiàn)page fault的情形：
內(nèi)核空間的處理比較簡單驼壶，也不容易出現(xiàn)page fault的情況，只要處理vmalloc即可喉酌。對于用戶空間來說热凹，page fault的處理要考慮的情況比較多泵喘。首先要對虛擬地址的合法性進行檢查。如果一個地址不在合法的VMA區(qū)間內(nèi)般妙，就判定為bad area纪铺，并處罰segmentation fault。如果在地址合法的情況下碟渺，首先考慮是否是因為用戶控件的malloc懶加載機制鲜锚。
因為malloc是動態(tài)分配內(nèi)存機制，并且為了節(jié)省內(nèi)存苫拍，內(nèi)核并不會立刻為其分配物理內(nèi)存芜繁，而是只是對vma進行信息記錄。當?shù)刂氛嬲皇褂玫降臅r候怯疤，處罰page fault浆洗，通過mmap建立對應的heap和stack內(nèi)存區(qū)域的映射。在x86的實現(xiàn)機制中集峦，還有一種情況（riscv的linux需要考證）伏社，就是在pte頁表項的P位為0時，表明該頁表項是存在的塔淤。只是從內(nèi)存空間拷貝至了外部磁盤空間摘昌，需要調(diào)用swap_page將頁面的內(nèi)容拷貝回內(nèi)存。
參考資料：
MIT操作系統(tǒng)課程
蘭新宇：linux內(nèi)核和虛擬化博客
riscv特權(quán)架構(gòu)文檔
微信讀書：qemu/kvm源碼解析與應用
《系統(tǒng)虛擬化》
