BUAA_OS lab2 難點梳理

實驗重點

所列出的實驗重點為筆者在進行lab2過程中認為需要深刻理解的部分。

1. 進行內存訪問的流程

2. 熟悉mips內存映射布局，即理解mmu.h內圖

3. 二級頁表的理解和實現

以下將參考指導書邏輯，對於重難點進行梳理。

 

內存訪問

首先，簡易梳理內存訪問流程。

1. TLB根據虛擬地址查找

2. 若存在，在cache中查找；若不存在，按照頁表查詢，再查cache，更新tlb

3. 若cache命中則ok；若未命中，進行頁面替換

    

內存布局及初始化步驟的理解

lab2主要涉及的內存布局圖如下：

• kuseg：用戶態可用地址，需要mmu進行地址轉換

• kseg0：內核地址，轉換不需要mmu，只需要將最高位清0

與內存布局密切相關的，就是初始化部分的各個函數，包括創建二級頁表的部分。

我們以mips_vm_init()展開理解初始化的各個步驟。

 void mips_vm_init()
 {
     extern char end[];
     extern int mCONTEXT;
     extern struct Env *envs;
 ​
     Pde *pgdir;
     u_int n;
 ​
     /* Step 1: Allocate a page for page directory(first level page table). */
     pgdir = alloc(BY2PG, BY2PG, 1);
     printf("to memory %x for struct page directory.\n", freemem);
     mCONTEXT = (int)pgdir;
 ​
     boot_pgdir = pgdir;
 ​
     /* Step 2: Allocate proper size of physical memory for global array `pages`,
      * for physical memory management. Then, map virtual address `UPAGES` to
      * physical address `pages` allocated before. For consideration of alignment,
      * you should round up the memory size before map. */
     pages = (struct Page *)alloc(npage * sizeof(struct Page), BY2PG, 1);
     printf("to memory %x for struct Pages.\n", freemem);
     n = ROUND(npage * sizeof(struct Page), BY2PG);
     boot_map_segment(pgdir, UPAGES, n, PADDR(pages), PTE_R);;
     /* Step 3, Allocate proper size of physical memory for global array `envs`,
      * for process management. Then map the physical address to `UENVS`. */
     envs = (struct Env *)alloc(NENV * sizeof(struct Env), BY2PG, 1);
     n = ROUND(NENV * sizeof(struct Env), BY2PG);
     boot_map_segment(pgdir, UENVS, n, PADDR(envs), PTE_R);
 ​
     printf("pmap.c:\t mips vm init success\n");
 }

• 首先，調用alloc函數為pgdir開出一塊空間。在此需要理解，alloc函數的本質就是將freemem上移，以表示預留空間。在執行完這一條alloc后，freemem的值由end[]（0x80400000）增加為0x80401000

• 然后，調用alloc函數為pages開出一塊空間。需要注意的是，pages是用來記錄各物理頁信息的Page結構體數組，可以根據某Page在pages中的偏移量，間接求出對應的物理頁地址。此時，freemem再次增加。與pgdir不同的是，緊接着又調用了boot_map_segment()函數。其作用下文中再敘述。

• 最后，與第二步相似，為envs先alloc再map。

 

接下來，我們看一下boot_map_segment()是用來干啥的。

 void boot_map_segment(Pde *pgdir, u_long va, u_long size, u_long pa, int perm)
 {
     int i, va_temp;
     Pte *pgtable_entry;
     
     /* Step 1: Check if `size` is a multiple of BY2PG. */
     
     if(size%BY2PG!=0){
         return;
     }
     
      /* Step 2: Map virtual address space to physical address. */
     /* Hint: Use `boot_pgdir_walk` to get the page table entry of virtual address `va`. */
     
     for(i=0;i<size;i+=BY2PG){
         pgtable_entry=boot_pgdir_walk(pgdir,va+i,1);
         *pgtable_entry=(pa+i)|perm|PTE_V;
     }
     return;
 }

可以看出，boot_map_segment()的作用就是將[va, va+size)的虛擬地址和[pa, pa+size)的物理地址建立映射關系。通俗來講，就是將虛擬地址va對應的頁表項寫入需要對應的pa的值，並設置標志位。

具體實現為，通過boot_pgdir_walk()獲取地址為va+i對應的頁表項，然后修改它的值。

那么自然而然，我們再來看一下boot_pgdir_walk()是怎么找到va+i對應的頁表項地址的。

static Pte *boot_pgdir_walk(Pde *pgdir, u_long va, int create)
 {
 ​
     Pde *pgdir_entryp;
     Pte *pgtable, *pgtable_entry;
     
     /* Step 1: Get the corresponding page directory entry and page table. */
     /* Hint: Use KADDR and PTE_ADDR to get the page table from page directory
      * entry value. */
     pgdir_entryp = pgdir+PDX(va);               //獲取一級頁表項的虛擬地址
     pgtable=KADDR(PTE_ADDR(*pgdir_entryp));     //獲取二級頁表入口的虛擬地址
     /* Step 2: If the corresponding page table is not exist and parameter `create`
      * is set, create one. And set the correct permission bits for this new page
      * table. */
     if((*pgdir_entryp & PTE_V)==0 && create){   //如果沒有二級頁表，且需要創建
         pgtable = alloc(BY2PG,BY2PG,1);         //創建二級頁表
         *pgdir_entryp = PADDR(pgtable)|PTE_V;   //將指向該二級頁表的一級頁表項的值設置為其物理地址
     }
     /* Step 3: Get the page table entry for `va`, and return it. */
     pgtable_entry=pgtable+PTX(va);              //返回指向對應二級頁表項地址的指針
     return pgtable_entry;
 ​
 }

該函數的具體行為已體現在注釋中了，不再贅述。

看到這個boot_pgdir_walk()函數在尋找二級頁表項的時候，可能會感覺被虛擬和物理地址的轉換繞暈了，那么就來捋一下它究竟是根據什么地址找到的頁表項吧。

首先需要明確，在想要訪問頁表的時候，無論是一級還是二級，都用的虛擬地址；而一級頁表中存的二級頁表地址和二級頁表中存的頁地址，都是物理地址。

明確這一點之后，以下這句就不難理解了。pgdir中存的是物理地址，但需要轉化成虛擬地址訪問。其他類似。

 pgtable=KADDR(PTE_ADDR(*pgdir_entryp));

另外，我們會發現，在需要訪問的二級頁表不存在時，同樣調用了alloc，上移freemem，為新頁開出空間。這是因為，我們采用的二級頁表是動態的，需要哪個就裝入哪個，而不是將所有二級頁表都放入內存，因為這樣太占空間了。

到此位置，初始化部分就完成一大半了，這時候只需要再調用page_init()函數，將此時freemem以下的部分都設置p->pp_ref=1，即該物理頁被使用了。因此，根據freemem上移的順序，物理內存的最底端為pgdir，其次為pages，envs，后來alloc的頁等等。

 

頁面置換

在完成初始化之后，進行之后的頁面插入、刪除、分配、置換就變得容易多了。接下來，就以page_insert()函數來梳理一下后期相關的頁面操作。

int
 page_insert(Pde *pgdir, struct Page *pp, u_long va, u_int perm)
 {
     u_int PERM;
     Pte *pgtable_entry;
     PERM = perm | PTE_V;
     /* Step 1: Get corresponding page table entry. */
     pgdir_walk(pgdir, va, 0, &pgtable_entry);
 ​
     if (pgtable_entry!=0 &&(*pgtable_entry&PTE_V)!= 0) {
         if (pa2page(*pgtable_entry) != pp) {
             page_remove(pgdir, va);
         } else  {
             tlb_invalidate(pgdir, va);
             *pgtable_entry = (page2pa(pp) | PERM);
             return 0;
         }
     }
 ​
     /* Step 2: Update TLB. */
 ​
     /* hint: use tlb_invalidate function */
     tlb_invalidate(pgdir,va);
 ​
     /* Step 3: Do check, re-get page table entry to validate the insertion. */
 ​
     int x = pgdir_walk(pgdir, va, 1, &pgtable_entry);
     /* Step 3.1 Check if the page can be insert, if can鈥檛 return -E_NO_MEM */
     if(x==-E_NO_MEM){
         return -E_NO_MEM;
     }
 //  printf("0x%x\n",PTE_ADDR(pgdir[0]));
     /* Step 3.2 Insert page and increment the pp_ref */
     *pgtable_entry=(page2pa(pp)|PERM);
     pp->pp_ref+=1;
     return 0;
 }

第一步是使用pgdir_walk()函數，獲取va所對應的二級頁表項。由此看來，pgdir_walk()與之前初始化部分提到的boot_pgdir_walk()作用基本相同呢。然不同之處在於，在調用page_insert()時，內存初始化部分已經完成，空閑頁表已經使用page_free_list串起來了，因此再分配新頁面的時候，直接取出空頁即可。

之后的步驟，就是對內存訪問的具體步驟的實現了。

 

1 . . 感言

至此，lab2的部分基本就結束了。回想完成lab2的時候，腦子還是一團漿糊，對於許多操作都很不理解。如今回頭寫總結，才發現主要就是對於初始化部分的具體行為理解不清。

另外，lab2對queue.h部分的操作不涉及理解難度，就是指針復（chong）習（xue），注意指針別飛了，就沒有大問題。

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