概述
这一章主要聚焦于，我们利用 virtural memory 和 page fault 这两个机制，能够实现一些什么样的有意思的优化。
虚拟内存的有两大优势：
- Isolation，保证每个进程都有它自己的虚拟地址空间，写自己的虚拟地址处的数据不会破坏其他进程的数据；
- Levle of indirection，提供了一层抽象（这里不是很好理解），可以理解为提供了一层从虚拟地址到物理地址的映射关系，利用这个映射关系，我们可以实现很多有意思的优化。
利用 page fault，我们可以更新 page table，即更改虚拟地址和物理地址之间的映射关系（在之前的 xv6 中，可以说 va 和 pa 的映射关系，在进程启动之后，到进程结束之前，都是固定的）。
对于 page fault，也可以说是一种 trap，之前提到的 system call 是发生了系统调用之后的 trap，因此 trap 完成之后，我们会返回到产生系统调用的指令的下一条指令继续执行；而 page fault 则是异常（exception）导致的 trap，trap 结束之后，我们会返回导致 page fault 的指令，重新执行这一条指令；
正如 system call 导致的 trap 中，我们需要实现真正执行 systemcall 的函数；而 page fault 导致的 trap 中，我们也需要处理这一异常（一般是在 trap.c 的 usertrap 函数中）。
对于处理 page fautl 的思路，其实可以参照 system call，我们通过读取 scause 寄存器的值来判断导致 trap 的原因，如果是 $13$ 或者 $15$，则说明是 page fault。
然后，我们可以读取 stval 寄存器的值，找到发生 page fault 的虚拟地址 vaddr，而导致 page fault 的指令的地址，存放在 sepc 寄存器中。
通过 page fault，我们可以实现一些非常有意思的优化方案，例如 lazy page allocation、zero fill on demand、copy on write fork、demand paging、memory mapped files 等；
Lazy page allocation
调用 sbrk 时，如果参数 n > 0，那么只是单纯增加有效的虚拟地址的范围，从 p->sz 增加到 p->sz + n（即新的 p->sz），如果读取某个 heap 中的虚拟地址，发现该 va 没有映射到 pa 上，那么就会触发 page fault，分配物理页，让 va 映射到这个新的 PP 上。
具体细节可以参照这篇 实验笔记。
这里尤其要注意一点，在内核态下，访问 user pagetable 下的未映射到 PP 的 vaddr，不会触发 page fault，因此在 argaddr 中，我们需要进行检查。
Copy-on-Write fork
举个例子，当 shell 要执行一个命令时，shell 先 fork 一个子进程，fork 会为子进程创建一个父进程的拷贝，然后子进程或调用 exec 运行其他程序例如 echo，exec 要运行其他程序，要做的第一件事就是丢弃这个虚拟地址空间，转而使用一个包含了 echo 的新的地址空间。
因此，其中一个优化是，创建子进程时，不再“复制 PP，并将子进程的虚拟地址 map 到这个新的 PP”，而是将子进程的虚拟地址也 map 到父进程的这个 PP 上，即父子进程共享 PP。
为了防止子进程修改 VP 的内容时影响到父进程的 VP 的内容，或者父进程修改 VP 时影响到子进程的 VP 的内容（因为父子进程的 VP map 到了同一个 PP），我们需要将父进程和子进程的 VP 都设置为不可写的，并将 riscv 预留的 pte 标志位的第 $8$ 位标记为 $1$（PTE_C），当要写这个 VP 时，就触发 page fault，根据该虚拟地址是否映射了 PP 以及该虚拟地址的 PTE_W 位和 PTE_C 位，判断是否是写 COW page 导致的 page fault，至于如何处理，参照 lab6: Copy-on-Write Fork for xv6。
Zero fill on demand
在用户程序的地址空间中，除了 data、text 区域，还有一个 bss 区域，里面包含了未被初始化或者初始化为 $0$ 的全局或者静态变量，正常来说，程序执行的时候，是要为 bss 段的 VP，也都分配对应的物理页的，但是这其实并不必要。
例如，假设 bss 段有很多个 VP，并且基于 bss 段的定义，这里面的数据都是 $0$，那么我们不必为每一个 VP 都 map 单独的 PP，而是将 bss 段的所有的 VP 都 map 到一个值全为 $0$ 的 PP 上。
因此，我们需要将这些 VP 都设为不可写的，当要写其中一个 VP 时，策略与 Copy-on-Write fork 类似。
Demanding paging
对于 exec，未修改的 xv6 中，os 会加载程序的 text、data 区域，并以 eager 的方式将这些区域加载进 page table（应该也可以说加载进物理内存），实际上我们可以采用 lazy 的方式，即为 text 和 data 分配好地址段，但是相应的 PTE 不对应任何 PP，即这些 PTE 的 valid bit 被设置为 $0$。
我们可以基于 accessed bit 实现 LRU 策略。