操作系统lab2实验总结——Part1

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这是MIPS虚拟映射布局图，在接下来的实验中，我们需要特别注意的地址分别是kuseg和kseg0区，首先列出这两个区域的意义。

MIPS虚存映射布局

32位的MIPS CPU最大寻址空间为4GB(2^32字节)，这4GB虚存空间被划分为四个部分：

1. kuseg (TLB-mapped cacheable user space, 0x00000000 - 0x7fffffff)： 这一段是用户模式下可用的地址，大小为2G，也就是MIPS约定的用户内存空间。需要通过MMU进行虚拟地址到物理 地址的转换。

2. kseg0 (direct-mapped cached kernel space, 0x80000000 - 0x9fffffff)： 这一段是内核地址，其内存虚存地址到物理内存地址的映射转换不通过MMU，使用时只需要将地址的最高位清零 (& 0x7fffffff)， 这些地址就被转换为物理地址。也就是说，这段逻辑地址被连续地映射到物理内存的低端512M空间。对这段地址 的存取都会通过高速缓存(cached)。通常在没有MMU的系统中，这段空间用于存放大多数程序和数据。对于有 MMU 的系统，操作系统的内核会存放在这个区域。

kuseg中有三个大小为PDMAP（4MB）的区域，分别从0x7f400000开始是ENVS,PAGES和User VPT。需要注意的是PAGES和User VPT的关系：User VPT中存放了1024个页表，由于自映射的关系，这个页表里又包括了页目录的页表，每一个页表中又有1024个页表项。PAGES存放了48个页表，这48个页表映射的内容是16*1024个物理页框的结构体（struct Page)的物理内存。在lab2实验中，我们只用了boot_map_segment函数将PAGES的内容进行了映射，并没有操作User VPT的空间。

第一幅图将是我们理解整个mm/pmap.c的核心，接下来将按照init/init.c中的顺序进行逐一解释每个函数的细节和整体的启动布局。

//这是init/init.c里的函数调用顺序
mips_detect_memory();
mips_vm_init();
page_init();

一、mips_detect_memory()

1.代码块

void mips_detect_memory()
{
    //in bytes
    basemem = 64 * 1024 * 1024;//物理内存的大小为64MB-->26位
    npage = 16 * 1024;//物理页框的个数
    maxpa = basemem;//最大的物理地址
    extmem = 0;//延申的空间
    printf("Physical memory: %dK available, ", (int)(maxpa / 1024));
    printf("base = %dK, extended = %dK
", (int)(basemem / 1024),
           (int)(extmem / 1024));
}

2.初始化一些内存相关的参数，意义写在注释里，不赘述。

二、mips_vm_init（）

1.代码块

void mips_vm_init()
{
    extern char end[];
    extern int mCONTEXT;
    extern struct Env *envs;

    Pde *pgdir;
    u_int n;

    /* Step 1 */
    pgdir = alloc(BY2PG, BY2PG, 1);
    printf("to memory %x for struct page directory.
", freemem);
    mCONTEXT = (int)pgdir;//mCONTEXT是虚拟地址

    boot_pgdir = pgdir;

    /* Step 2*/
    pages = (struct Page *)alloc(npage * sizeof(struct Page), BY2PG, 1);
    printf("to memory %x for struct Pages.
", freemem);

    n = ROUND(npage * sizeof(struct Page), BY2PG); 

    boot_map_segment(pgdir, UPAGES, n, PADDR(pages), PTE_R);

    /* Step 3*/
    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:	 mips vm init success
");
}

2.目的：

　　step1:申请了4KB的页目录空间。（pgdir)

　　step2:申请了192KB的结构体空间，将这一块物理内存进行二级映射。

　　step3:申请了线程的空间。（这一块不在这里讨论)

3.布局图

在函数的起始位置声明了

extern char end[];

 end[]的地址就是0x8040 0000，在tools/scse0_3.lds处进行了定义。

理解这个函数的关键是理解alloc()函数

static void *alloc(u_int n, u_int align, int clear)
{

    extern char end[];
    u_long alloced_mem;

    if (freemem == 0)
    {
        freemem = (u_long)end; 
    }

    freemem = ROUND(freemem, align);
    alloced_mem = freemem;
    freemem = freemem + n;

    if (clear)
    {
        bzero((void *)alloced_mem, n);
    }

    if (PADDR(freemem) >= maxpa)
    {
        panic("out of memorty
");
        return (void *)-E_NO_MEM;
    }

    return (void *)alloced_mem;
}

freemem（全局变量)是end到physics Memory Max的空闲内存，每一次调用都将alloced_mem移到分配空间的开头，freemem移到分配空间的结尾，并返回了alloced_mem的地址。

所以mips_vm_init对于0x8040 0000以后的空间操作如下：

 

首先给pgdir在0x80400000申请了一个4KB的空间，然后给全局变量struct Page *pages申请了npage * sizeof(struct Page)即16*1024*12=192KB的空间。

struct Page{
         struct {
            struct Page *le_next;
            struct Page **le_prev;
        } pp_link;
        u_short pp_ref;
    };

接着在boot_map_segment()里，每一次映射在一级页表的索引是相同的，所以会创造一个二级页表。

4.boot_map_segment(Pde *pgdir, u_long va, u_long size, u_long pa, int perm)

4.1代码块

void boot_map_segment(Pde *pgdir, u_long va, u_long size, u_long pa, int perm)
{
    int i, va_temp;
    Pte *pgtable_entry;

    assert(size % BY2PG == 0);

    for (i = 0; i < size; i += BY2PG)
    {
        pgtable_entry = boot_pgdir_Walk(pgdir, va + i, 1);//返回的是页表项的虚拟地址
        *pgtable_entry = (pa + i) | perm | PTE_V; //物理地址映射上
    }
}

4.2理解和画了一个的图（具体说明了end[]以后的虚拟空间是怎么布局的）

这个函数的目的是将虚拟地址空间[va, va+size) 和物理地址空间[pa, pa+size)建立映射关系。什么叫建立映射关系呢？即在虚拟地址所对应的二级页表里存放（物理页框的）物理地址。下面以下面这个调用为例，说明二级页表的映射过程。

boot_map_segment(pgdir, UPAGES, n, PADDR(pages), PTE_R);

这个函数的具体映射是通过boot_pgdit_walk实现的。

static Pte *boot_pgdir_walk(Pde *pgdir, u_long va, int create)

 

          

 下面说明一下Pde*的理解（Pde*和Pte*是一样的）

Pde *pgdir_entryp; 

在include/mmu.h中定义了

typedef u_long Pde;

Pde的类型就是unsigned long，占4B。它的指针是要寻找虚拟空间，大小也是一个页表项，4B。Pde和Pde*都是4B，使它们的转换非常方便。指针实际上一块以它为地址的内存单元。所以Pde的指针(Pde*)所指的地址就是虚拟地址，而这块地址的内容(Pde)是物理地址，所以实现了虚拟地址和物理地址的映射关系。

三、page_init（）

1.代码块

void page_init(void)
{
    /* Step 1 */
    LIST_INIT(&page_free_list); //page free list is a struct
    /* Step 2*/
    freemem = ROUND(freemem, BY2PG);
    /* Step 3 */
    int i;
    int free_page_size = PADDR(freemem) / BY2PG;
    for (i = 0; i < free_page_size; i++)
    {
        pages[i].pp_ref = 1;
    }
    /* Step 4 */
    for (; i < npage; i++)
    {
        pages[i].pp_ref = 0;
        LIST_INSERT_HEAD(&page_free_list, &pages[i], pp_link);
    }
}

2.目的

这个函数本身很简单，其中有两个问题需要注意：

• 问题1：struct Page *pages; 为什么要申请这些结构体？它和我们的页表有什么关系？
• 问题2：Step3"Mark all memory below `freemem` as used"的意义是什么？

在之前的操作中，我们一直使用了两个虚拟地址，一个是在kuseg0（end[]（0x8040 0000) 以后），一个是在kuseg(里面有UPAGES,UVPT,UENVS）。前者不需要mmu直接将高位清零得到物理地址，后者需要mmu将虚拟地址映射到物理地址。所以其实我们对于end[]以后的所有操作可以理解成这是在对物理内存进行操作。物理内存的大小有多少呢？64MB。64MB的物理内存中有16*1024个物理页框，则16*1024个struct Page和64MB的物理页框是一一对应的。我们知道对空闲物理内存进行管理有两种基本的操作：1.位图；2.链表。所以page_free_list可以把空闲的struct Page串起来。

在step3中我们就将end[]后面已经使用的内核虚拟地址所对应的物理地址占用的内存，转换为 [PADDR(freemem) / BY2PG] 个页表，并把它们标记过已经使用的。

struct Page和物理内存是怎么一一对应的呢？

　　(pp - pages)<< PGSHIFT

就是算出这是pages里的第几个Page，再乘上4KB，就是物理地址了。

上面的两个问题就解决了。