Comment.
[pintos-anon] / doc / vm.texi
1 @node Project 3--Virtual Memory, Project 4--File Systems, Project 2--User Programs, Top
2 @chapter Project 3: Virtual Memory
3
4 By now you should be familiar with the inner workings of Pintos.
5 You've already come a long way: your OS can properly handle multiple
6 threads of execution with proper synchronization, and can load
7 multiple user programs at once.  However, when loading user programs,
8 your OS is limited by how much main memory the simulated machine has.
9 In this assignment, you will remove that limitation.
10
11 You will be using the @file{vm} directory for this project.  The
12 @file{vm} directory contains only the @file{Makefile}s.  The only
13 change from @file{userprog} is that this new @file{Makefile} turns on
14 the setting @option{-DVM}.  All code you write will either be newly
15 generated files (e.g.@: if you choose to implement your paging code in
16 their own source files), or will be modifications to pre-existing code
17 (e.g.@: you will change the behavior of @file{process.c}
18 significantly).
19
20 There are only a couple of source files you will probably be
21 encountering for the first time:
22
23 @table @file
24 @item devices/disk.h
25 @itemx devices/disk.c
26 Provides access to the physical disk, abstracting away the rather
27 awful IDE interface.
28 @end table
29
30 You will be building this assignment on the last one.  It will benefit
31 you to get your project 2 in good working order before this assignment
32 so those bugs don't keep haunting you.
33
34 All the test programs from the previous project should also work with
35 this project.  You should also write programs to test the new features
36 introduced in this project.
37
38 Your submission should define @code{THREAD_JOIN_IMPLEMENTED} in
39 @file{constants.h} (@pxref{Conditional Compilation}).
40
41 @menu
42 * VM Design::                   
43 * Page Faults::                 
44 * Disk as Backing Store::       
45 * Memory Mapped Files::         
46 * Stack::                       
47 * Problem 3-1 Page Table Management::  
48 * Problem 3-2 Paging To and From Disk::  
49 * Problem 3-3 Memory Mapped Files::  
50 * Virtual Memory FAQ::          
51 @end menu
52
53 @node VM Design
54 @section A Word about Design
55
56 It is important for you to note that in addition to getting virtual
57 memory working, this assignment is also meant to be an open-ended
58 design problem.  We will expect you to come up with a design that
59 makes sense.  You will have the freedom to choose how to handle page
60 faults, how to organize the swap disk, how to implement paging, etc.
61 In each case, we will expect you to provide a defensible justification
62 in your design documentation as to why your choices are reasonable.
63 You should evaluate your design on all the available criteria: speed
64 of handling a page fault, space overhead in memory, minimizing the
65 number of page faults, simplicity, etc.
66
67 In keeping with this, you will find that we are going to say as little
68 as possible about how to do things.  Instead we will focus on what end
69 functionality we require your OS to support.
70
71 @node Page Faults
72 @section Page Faults
73
74 For the last assignment, whenever a context switch occurred, the new
75 process would install its own page table into the machine.  The page
76 table contained all the virtual-to-physical translations for the
77 process.  Whenever the processor needed to look up a translation, it
78 consulted the page table.  As long as the process only accessed
79 memory that it didn't own, all was well.  If the process accessed
80 memory it didn't own, it ``page faulted'' and @func{page_fault}
81 terminated the process.
82
83 When we implement virtual memory, the rules have to change.  A page
84 fault is no longer necessarily an error, since it might only indicate
85 that the page must be brought in from a disk file or from swap.  You
86 will have to implement a more sophisticated page fault handler to
87 handle these cases.
88
89 On the 80@var{x}86, the page table format is fixed by hardware.  We
90 have provided code for managing page tables for you to use in
91 @file{userprog/pagedir.c}.  The functions in there should provide an
92 abstract interface to all the page table functionality that you need
93 to complete the project.  However, you may still find it worthwhile to
94 understand a little about the hardware page table format, so we'll go
95 into a little of detail about that in this section.
96
97 The top-level paging data structure is a 4 kB page called the ``page
98 directory'' (PD) arranged as an array of 1,024 32-bit page directory
99 entries (PDEs), each of which represents 4 MB of virtual memory.  Each
100 PDE may point to the physical address of another 4 kB page called a
101 ``page table'' (PT) arranged in the same fashion as an array of 1,024
102 32-bit page table entries (PTEs), each of which translates a single 4
103 kB virtual page into physical memory.
104
105 Thus, translation of a virtual address into a physical address follows
106 the three-step process illustrated in the diagram
107 below:@footnote{Actually, virtual to physical translation on the
108 80@var{x}86 architecture happens via an intermediate ``linear
109 address,'' but Pintos (and most other 80@var{x}86 OSes) set up the CPU
110 so that linear and virtual addresses are one and the same, so that you
111 can effectively ignore this CPU feature.}
112
113 @enumerate 1
114 @item
115 The top 10 bits of the virtual address (bits 22:32) are used to index
116 into the page directory.  If the PDE is marked ``present,'' the
117 physical address of a page table is read from the PDE thus obtained.
118 If the PDE is marked ``not present'' then a page fault occurs.
119
120 @item
121 The next 10 bits of the virtual address (bits 12:22) are used to index
122 into the page table.  If the PTE is marked ``present,'' the physical
123 address of a data page is read from the PTE thus obtained.  If the PTE
124 is marked ``not present'' then a page fault occurs.
125
126
127 @item
128 The bottom 12 bits of the virtual address (bits 0:12) are added to the
129 data page's physical base address, producing the final physical
130 address.
131 @end enumerate
132
133 @example
134 @group
135 32                    22                     12                      0
136 +--------------------------------------------------------------------+
137 | Page Directory Index |   Page Table Index   |    Page Offset       |
138 +--------------------------------------------------------------------+
139              |                    |                     |
140      _______/             _______/                _____/
141     /                    /                       /
142    /    Page Directory  /      Page Table       /    Data Page
143   /     .____________. /     .____________.    /   .____________.
144   |1,023|____________| |1,023|____________|    |   |____________|
145   |1,022|____________| |1,022|____________|    |   |____________|
146   |1,021|____________| |1,021|____________|    \__\|____________|
147   |1,020|____________| |1,020|____________|       /|____________|
148   |     |            | |     |            |        |            |
149   |     |            | \____\|            |_       |            |
150   |     |      .     |      /|      .     | \      |      .     |
151   \____\|      .     |_      |      .     |  |     |      .     |
152        /|      .     | \     |      .     |  |     |      .     |
153         |      .     |  |    |      .     |  |     |      .     |
154         |            |  |    |            |  |     |            |
155         |____________|  |    |____________|  |     |____________|
156        4|____________|  |   4|____________|  |     |____________|
157        3|____________|  |   3|____________|  |     |____________|
158        2|____________|  |   2|____________|  |     |____________|
159        1|____________|  |   1|____________|  |     |____________|
160        0|____________|  \__\0|____________|  \____\|____________|
161                            /                      /
162 @end group
163 @end example
164
165 Header @file{threads/mmu.h} has useful functions for various
166 operations on virtual addresses.  You should look over the header
167 yourself, but its most important functions include these:
168
169 @table @code
170 @item pd_no(@var{va})
171 Returns the page directory index in virtual address @var{va}.
172
173 @item pt_no(@var{va})
174 Returns the page table index in virtual address @var{va}.
175
176 @item pg_ofs(@var{va})
177 Returns the page offset in virtual address @var{va}.
178
179 @item pg_round_down(@var{va})
180 Returns @var{va} rounded down to the nearest page boundary, that is,
181 @var{va} but with its page offset set to 0.
182
183 @item pg_round_up(@var{va})
184 Returns @var{va} rounded up to the nearest page boundary.
185 @end table
186
187 @node Disk as Backing Store
188 @section Disk as Backing Store
189
190 In VM systems, since memory is less plentiful than disk, you will
191 effectively use memory as a cache for disk.  Looking at it from
192 another angle, you will use disk as a backing store for memory.  This
193 provides the abstraction of an (almost) unlimited virtual memory size.
194 Part of your task in this project is to do this, with the additional
195 constraint that your performance should be close to that provided by
196 physical memory.  You will use the page tables' ``dirty'' bits to
197 denote whether pages need to be written back to disk when they're
198 evicted from main memory and the ``accessed'' bit for page replacement
199 algorithms.  Whenever the hardware writes memory, it sets the dirty
200 bit, and if it reads or writes to the page, it sets the accessed bit.
201
202 As with any caching system, performance depends on the policy used to
203 decide which things are kept in memory and which are only stored on
204 disk.  On a page fault, the kernel must decide which page to replace.
205 Ideally, it will throw out a page that will not be referenced for a
206 long time, keeping in memory those pages that are soon to be
207 referenced.  Another consideration is that if the replaced page has
208 been modified, the page must be first saved to disk before the needed
209 page can be brought in.  Many virtual memory systems avoid this extra
210 overhead by writing modified pages to disk in advance, so that later
211 page faults can be completed more quickly.
212
213 @node Memory Mapped Files
214 @section Memory Mapped Files
215
216 The traditional way to access the file system is via @code{read} and
217 @code{write} system calls, but that requires an extra level of copying
218 between the kernel and the user level.  A secondary interface is
219 simply to ``map'' the file into the virtual address space.  The
220 program can then use load and store instructions directly on the file
221 data.  (An alternative way of viewing the file system is as ``durable
222 memory.''  Files just store data structures.  If you access data
223 structures in memory using load and store instructions, why not access
224 data structures in files the same way?)
225
226 Memory mapped files are typically implemented using system calls.  One
227 system call maps the file to a particular part of the address space.
228 For example, one might conceptually map the file @file{foo}, which is
229 1000 bytes
230 long, starting at address 5000.  Assuming that nothing else is already
231 at virtual addresses 5000@dots{}6000, any memory accesses to these
232 locations will access the corresponding bytes of @file{foo}.
233
234 A consequence of memory mapped files is that address spaces are
235 sparsely populated with lots of segments, one for each memory mapped
236 file (plus one each for code, data, and stack).  You will implement
237 memory mapped files in problem 3-3.  You should
238 design your solutions to problems 3-1 and 3-2 to anticipate this.
239
240 @node Stack
241 @section Stack
242
243 In project 2, the stack was a single page at the top of the user
244 virtual address space.  The stack's location does not change in this
245 project, but your kernel should allocate additional pages to the stack
246 on demand.  That is, if the stack grows past its current bottom, the
247 system should allocate additional pages for the stack as necessary
248 (unless those pages are unavailable because they are in use by another
249 segment).
250
251 It is impossible to predict how large the stack will grow at compile
252 time, so we must allocate pages as necessary.  You should only
253 allocate additional pages if they ``appear'' to be stack accesses.
254 You must devise a heuristic that attempts to distinguish stack
255 accesses from other accesses.  Document and explain the heuristic in
256 your design documentation.
257
258 The first stack page need not be loaded lazily.  You can initialize it
259 with the command line at load time, with no need to wait for it to be
260 faulted in.  Even if you did wait, the very first instruction in the
261 user program is likely to be one that faults in the page.
262
263 @node Problem 3-1 Page Table Management
264 @section Problem 3-1: Page Table Management
265
266 Implement page directory and page table management to support virtual
267 memory.  You will need data structures to accomplish the following
268 tasks:
269
270 @itemize @bullet
271 @item
272 Some way of translating in software from virtual page frames to
273 physical page frames.  Consider using a hash table (@pxref{Hash
274 Table}).
275
276 @item
277 Some way of translating from physical page frames back to virtual page
278 frames, so that when you evict a physical page from its frame, you can
279 invalidate its translation(s).
280
281 @item
282 Some way of finding a page on disk if it is not in memory.  You won't
283 need this data structure until problem 3-2, but planning ahead is a
284 good idea.
285 @end itemize
286
287 The page fault handler, @func{page_fault} in
288 @file{threads/exception.c}, needs to do roughly the following:
289
290 @enumerate 1
291 @item
292 Locate the page backing the virtual
293 address that faulted.  It might be in the file system, in swap,
294 or it might be an invalid virtual address.
295 If you implement sharing, it might even
296 already be in physical memory and just not set up in the page table,
297
298 If the virtual address is invalid, that is, if there's nothing
299 assigned to go there, or if the virtual address is above
300 @code{PHYS_BASE}, meaning that it belongs to the kernel instead of the
301 user, then the process's memory access must be disallowed.  You should
302 terminate the process at this point, being sure to free all of its
303 resources.
304
305 @item
306 If the page is not in physical memory, fetch it by appropriate means.
307 If necessary to make room, first evict some other page from memory.
308 (When you do that you need to first remove references to the page from
309 any page table that refers to it.)
310
311 @item
312 Point the page table entry for the faulting virtual address to the
313 physical page.  You can use the functions in @file{userprog/pagedir.c}.
314 @end enumerate
315
316 You'll need to modify the ELF loader in @file{userprog/process.c} to
317 do page table management according to your new design.  As supplied,
318 it reads all the process's pages from disk and initializes the page
319 tables for them at the same time.  For testing purposes, you'll
320 probably want to leave the code that reads the pages from disk, but
321 use your new page table management code to construct the page tables
322 only as page faults occur for them.
323
324 You should use the @func{palloc_get_page} function to get the page
325 frames that you use for storing user virtual pages.  Be sure to pass
326 the @code{PAL_USER} flag to this function when you do so, because that
327 allocates pages from a ``user pool'' separate from the ``kernel pool''
328 that other calls to @func{palloc_get_page} make.
329
330 There are many possible ways to implement virtual memory.  The above
331 is simply an outline of our suggested implementation.
332
333 @node Problem 3-2 Paging To and From Disk
334 @section Problem 3-2: Paging To and From Disk
335
336 Implement paging to and from files and the swap disk.  You may use the
337 disk on interface @code{hd1:1} as the swap disk, using the disk
338 interface prototyped in @code{devices/disk.h}.
339
340 You will need routines to move a page from memory to disk and from
341 disk to memory, where ``disk'' is either a file or the swap disk.  If
342 you do everything correctly, your VM should still work when you
343 implement your own file system for the next assignment.
344
345 You will need a way to track pages which are used by a process but
346 which are not in physical memory, to fully handle page faults.  Pages
347 that you write to swap should not be constrained to be in sequential
348 order.  You will also need a way to track all of the physical memory
349 pages, to find an unused one when needed, or to evict a page
350 when memory is needed but no empty pages are available.  The data
351 structures that you designed for problem 3-1 should do most of the work for
352 you.
353
354 You will need a page replacement algorithm.  The hardware sets the
355 accessed and dirty bits when it accesses memory.  You can gain access
356 to this information using the functions prototyped in
357 @file{userprog/pagedir.h}.  You should be able to take advantage of
358 this information to implement some algorithm which attempts to achieve
359 LRU-type behavior.  We expect that your algorithm perform at least as
360 well as a reasonable implementation of the second-chance (clock)
361 algorithm.  You will need to show in your test cases the value of your
362 page replacement algorithm by demonstrating for some workload that it
363 pages less frequently using your algorithm than using some inferior
364 page replacement policy.  The canonical example of a poor page
365 replacement policy is random replacement.
366
367 Since you will already be paging from disk, you should implement a
368 ``lazy'' loading scheme for new processes.  When a process is created,
369 it will not run immediately.  Therefore, it doesn't make sense to load
370 all its code, data, and stack into memory when the process is created,
371 since it might incur additional disk accesses to do so (if it gets
372 paged out before it runs).  When loading a new process, you should
373 leave most pages on disk, and bring them in as demanded when the
374 program begins running.  Your VM system should also use the executable
375 file itself as backing store for read-only segments, since these
376 segments won't change.
377
378 There are a few special cases.  Look at the loop in
379 @func{load_segment} in @file{userprog/process.c}.  Each time
380 around the loop, @code{read_bytes} represents the number of bytes to
381 read from the executable file and @code{zero_bytes} represents the number
382 of bytes to initialize to zero following the bytes read.  The two
383 always sum to @code{PGSIZE}.  The page handling depends on these
384 variables' values:
385
386 @itemize @bullet
387 @item
388 If @code{read_bytes} equals @code{PGSIZE}, the page should be demand
389 paged from disk on its first access.
390
391 @item 
392 If @code{zero_bytes} equals @code{PGSIZE}, the page does not need to
393 be read from disk at all because it is all zeroes.  You should handle
394 such pages by creating a new page consisting of all zeroes at the
395 first page fault.
396
397 @item
398 If neither @code{read_bytes} nor @code{zero_bytes} equals
399 @code{PGSIZE}, then part of the page is to be read from disk and the
400 remainder zeroed.  This is a special case.  You are allowed to handle
401 it by reading the partial page from disk at executable load time and
402 zeroing the rest of the page.  This is the only case in which we will
403 allow you to load a page in a non-``lazy'' fashion.  Many real OSes
404 such as Linux do not load partial pages lazily.
405 @end itemize
406
407 Incidentally, if you have trouble handling the third case above, you
408 can eliminate it temporarily by linking the test programs with a
409 special ``linker script.''  Read @file{tests/userprog/Makefile} for
410 details.  We will not test your submission with this special linker
411 script, so the code you turn in must properly handle all cases.
412
413 For extra credit, you may implement sharing: when multiple processes
414 are created that use the same executable file, share read-only pages
415 among those processes instead of creating separate copies of read-only
416 segments for each process.  If you carefully designed your data
417 structures in problem 3-1, sharing of read-only pages should not make this
418 part significantly harder.
419
420 @node Problem 3-3 Memory Mapped Files
421 @section Problem 3-3: Memory Mapped Files
422
423 Implement memory mapped files.
424
425 You will need to implement the following system calls:
426
427 @table @code
428 @item SYS_mmap
429 @itemx bool mmap (int @var{fd}, void *@var{addr}, unsigned @var{length})
430
431 Maps the file open as @var{fd} into the process's address space
432 starting at @var{addr} for @var{length} bytes.  Returns true if
433 successful, false on failure.  Failure cases include the following:
434
435 @itemize @bullet
436 @item
437 @var{addr} is not page-aligned.
438
439 @item
440 @var{length} is not positive.
441
442 @item
443 The range of pages mapped overlaps any existing set of mapped pages,
444 including the stack or pages mapped at executable load time.
445 @end itemize
446
447 @var{length} is treated as if it were rounded up to the nearest
448 multiple of the page size, that is, as if the first statement in the
449 system call's implementation were
450 @example
451 length = ROUND_UP (length, PGSIZE);
452 @end example
453 (The @code{ROUND_UP} macro is defined in @file{<round.h>}.)
454 The remainder of this description assumes that this has been done.
455
456 If @var{length} is less than @var{fd}'s length, you should only map
457 the first @var{length} bytes of the file.  If @var{length} is greater
458 than @var{fd}'s length, when the file's length is also rounded up to a
459 page multiple, the call should fail.  Ideally it would extend the
460 file, but our file system does not yet support growing files.
461
462 If @var{length} is greater than @var{fd}'s (unrounded) length, then some
463 bytes in the final mapped page ``stick out'' beyond the end of the
464 file.  Set these bytes to zero when the page is faulted in from
465 disk, and discard them when the page is written back to disk.
466
467 Your VM system should use the @code{mmap}'d file itself as
468 backing store for the mapped segment.  That is, to evict a page mapped by
469 @code{mmap} must be evicted, write it to the file it was mapped from.
470 (In fact, you may choose to implement executable mappings as a special
471 case of file mappings.)
472
473 @item SYS_munmap
474 @itemx bool munmap (void *addr, unsigned length)
475
476 Unmaps @var{length} bytes starting at @var{addr}.  Returns true on
477 success, false on failure.  Failure cases include the following:
478
479 @itemize @bullet
480 @item
481 @var{addr} is not page-aligned.
482
483 @item
484 @var{length} is not positive.
485
486 @item
487 One or more pages within the range to be unmapped were not mapped
488 using the @code{mmap} system call.
489 @end itemize
490
491 As with @code{mmap}, @var{length} is treated as if it were rounded up
492 to the nearest multiple of the page size.
493
494 It is valid to unmap only some of the pages that were mapped in a
495 previous system call.
496 @end table
497
498 All mappings are implicitly unmapped when a process exits, whether via
499 @code{exit} or by any other means.  When a file is unmapped, whether
500 implicitly or explicitly, all outstanding changes are written to the
501 file, and the pages are removed from the process's list of used
502 virtual pages.
503
504 @node Virtual Memory FAQ
505 @section FAQ
506
507 @enumerate 1
508 @item
509 @b{Do we need a working HW 2 to implement HW 3?}
510
511 Yes.
512
513 @item
514 @anchor{Hash Table}
515 @b{How do I use the hash table provided in @file{lib/kernel/hash.c}?}
516
517 First, you need to embed a @code{hash_elem} object as a member of the
518 object that the hash table will contain.  Each @code{hash_elem} allows
519 the object to a member of at most one hash table at a given time.  All
520 the hash table functions that deal with hash table items actually use
521 the address of a @code{hash_elem}.  You can convert a pointer to a
522 @code{hash_elem} member into a pointer to the structure in which
523 member is embedded using the @code{hash_entry} macro.
524
525 Second, you need to decide on a key type.  The key should be something
526 that is unique for each object, because a given hash table may not
527 contain two objects with equal keys.  Then you need to write two
528 functions.  The first is a @dfn{hash function} that converts a key
529 into an integer.  Some sample hash functions that you can use or just
530 examine are given in @file{lib/kernel/hash.c}.  The second function
531 needed is a @dfn{comparison function} that compares a pair and returns
532 true if the first is less than the second.  These two functions have
533 to be compatible with the prototypes for @code{hash_hash_func} and
534 @code{hash_less_func} in @file{lib/kernel/hash.h}.
535
536 Here's a quick example.  Suppose you want to put @struct{thread}s
537 in a hash table.  First, add a @code{hash_elem} to the thread
538 structure by adding a line to its definition:
539
540 @example
541 hash_elem h_elem;               /* Hash table element. */
542 @end example
543
544 We'll choose the @code{tid} member in @struct{thread} as the key,
545 and write a hash function and a comparison function:
546
547 @example
548 /* Returns a hash for E. */
549 unsigned
550 thread_hash (const hash_elem *e, void *aux UNUSED)
551 @{
552   struct thread *t = hash_entry (e, struct thread, h_elem);
553   return hash_int (t->tid);
554 @}
555
556 /* Returns true if A's tid is less than B's tid. */
557 bool
558 thread_less (const hash_elem *a_, const hash_elem *b_, 
559              void *aux UNUSED)
560 @{
561   struct thread *a = hash_entry (a_, struct thread, h_elem);
562   struct thread *b = hash_entry (b_, struct thread, h_elem);
563   return a->tid < b->tid;
564 @}
565 @end example
566
567 Then we can create a hash table like this:
568
569 @example
570 struct hash threads;
571
572 hash_init (&threads, thread_hash, thread_less, NULL);
573 @end example
574
575 Finally, if @code{@var{t}} is a pointer to a @struct{thread},
576 then we can insert it into the hash table with:
577
578 @example
579 hash_insert (&threads, &@var{t}->h_elem);
580 @end example
581
582 If you have any other questions about hash tables, the CS109
583 and CS161 textbooks have good chapters on them, or you can come
584 to any of the TA's office hours for further clarification.
585
586 @item
587 @b{What are the @var{aux} parameters to the hash table functions good
588 for?}
589
590 In simple cases you won't have any need for the @var{aux} parameters.
591 In these cases you can just pass a null pointer to @func{hash_init}
592 for @var{aux} and ignore the values passed to the hash function and
593 comparison functions.  (You'll get a compiler warning if you don't use
594 the @var{aux} parameter, but you can turn that off with the
595 @code{UNUSED} macro, as shown above, or you can just ignore it.)
596
597 @var{aux} is useful when you have some property of the data in the
598 hash table that's both constant and needed for hashing or comparisons,
599 but which is not stored in the data items themselves.  For example, if
600 the items in a hash table contain fixed-length strings, but the items
601 themselves don't indicate what that fixed length is, you could pass
602 the length as an @var{aux} parameter.
603
604 @item
605 @b{The current implementation of the hash table does not do something
606 that we need it to do. What gives?}
607
608 You are welcome to modify it.  It is not used by any of the code we
609 provided, so modifying it won't affect any code but yours.  Do
610 whatever it takes to make it work the way you want.
611
612 @item
613 @b{What controls the layout of user programs?}
614
615 The linker is responsible for the layout of a user program in
616 memory. The linker is directed by a ``linker script'' which tells it
617 the names and locations of the various program segments.  You can
618 learn more about linker scripts by reading the ``Scripts'' chapter in
619 the linker manual, accessible via @samp{info ld}.
620 @end enumerate
621
622 @menu
623 * Problem 3-1 and 3-2 FAQ::    
624 * Problem 3-3 Memory Mapped File FAQ::  
625 @end menu
626
627 @node Problem 3-1 and 3-2 FAQ
628 @subsection Problem 3-1 and 3-2 FAQ
629
630 @enumerate 1
631 @item
632 @b{Does the virtual memory system need to support growth of the data
633 segment?}
634
635 No.  The size of the data segment is determined by the linker.  We
636 still have no dynamic allocation in Pintos (although it is possible to
637 ``fake'' it at the user level by using memory-mapped files).  However,
638 implementing it would add little additional complexity to a
639 well-designed system.
640
641 @item
642 @b{Why do I need to pass @code{PAL_USER} to @func{palloc_get_page}
643 when I allocate physical page frames?}@anchor{Why PAL_USER?}
644
645 You can layer some other allocator on top of @func{palloc_get_page}
646 if you like, but it should be the underlying mechanism, directly or
647 indirectly, for two reasons.  First, running out of pages in the user
648 pool just causes user programs to page, but running out of pages in
649 the kernel pool will cause all kinds of problems, because many kernel
650 functions depend on being able to allocate memory.  Second, you can
651 use the @option{-ul} option to @command{pintos} to limit the size of
652 the user pool, which makes it easy to test your VM implementation with
653 various user memory sizes.
654 @end enumerate
655
656 @node Problem 3-3 Memory Mapped File FAQ
657 @subsection Problem 3-3: Memory Mapped File FAQ
658
659 @enumerate 1
660 @item
661 @b{How do we interact with memory-mapped files?}
662
663 Let's say you want to map a file called @file{foo} into your address
664 space at address @t{0x10000000}. You open the file, determine its
665 length, and then use @code{mmap}:
666
667 @example
668 #include <stdio.h>
669 #include <syscall.h>
670
671 int main (void)
672 @{
673     void *addr = (void *) 0x10000000;
674     int fd = open ("foo");
675     int length = filesize (fd);
676     if (mmap (fd, addr, length))
677         printf ("success!\n");
678 @}
679 @end example
680
681 Suppose @file{foo} is a text file and you want to print the first 64
682 bytes on the screen (assuming, of course, that the length of the file
683 is at least 64).  Without @code{mmap}, you'd need to allocate a
684 buffer, use @code{read} to get the data from the file into the buffer,
685 and finally use @code{write} to put the buffer out to the display. But
686 with the file mapped into your address space, you can directly address
687 it like so:
688
689 @example
690 write (addr, 64, STDOUT_FILENO);
691 @end example
692
693 Similarly, if you wanted to replace the first byte of the file,
694 all you need to do is:
695
696 @example
697 addr[0] = 'b';
698 @end example
699
700 When you're done using the memory-mapped file, you simply unmap
701 it:
702
703 @example
704 munmap (addr, length);
705 @end example
706
707 @item
708 @b{What if two processes memory-map the same file?}
709
710 There is no requirement in Pintos that the two processes see
711 consistent data.  Unix handles this by making the processes share the
712 same physical page, but the @code{mmap} system call also has an
713 argument allowing the client to specify whether the page is shared or
714 private (i.e.@: copy-on-write).
715
716 @item
717 @b{What happens if a user removes a @code{mmap}'d file?}
718
719 You should follow the Unix convention and the mapping should still be
720 valid.  @xref{Removing an Open File}, for more information.
721
722 @item
723 @b{What if a process writes to a page that is memory-mapped, but the
724 location written to in the memory-mapped page is past the end
725 of the memory-mapped file?}
726
727 Can't happen.  @code{mmap} checks that the mapped region is within the
728 file's length and Pintos provides no way to shorten a file.  (Until
729 project 4, there's no way to extend a file either.)  You can remove a
730 file, but the mapping remains valid (see the previous question).
731
732 @item
733 @b{Do we have to handle memory mapping @code{stdin} or @code{stdout}?}
734
735 No.  Memory mapping implies that a file has a length and that a user
736 can seek to any location in the file.  Since the console device has
737 neither of these properties, @code{mmap} should return false when the
738 user attempts to memory map a file descriptor for the console device.
739
740 @item
741 @b{What happens when a process exits with mapped files?}
742
743 When a process finishes, each of its mapped files is implicitly
744 unmapped.  When a process @code{mmap}s a file and then writes into the
745 area for the file it is making the assumption the changes will be
746 written to the file.
747
748 @item
749 @b{If a user closes a mapped file, should it be automatically
750 unmapped?}
751
752 No, once created the mapping is valid until @code{munmap} is called
753 or the process exits.
754 @end enumerate