ucore Lab2 实验笔记

ucore lab2

lab 2 直接执行make qemu-nox会显示 assert 失败:

kernel panic at kern/mm/default_pmm.c:277:
    assertion failed: (p0 = alloc_page()) == p2 - 1

1 连续物理内存管理

1.1 page 概览

对物理内存的管理,为了节省空间,也是为了配合接下来的虚拟内存管理,通常以某个比 byte 大一些的单位进行管理,我们称这一单位内存为一"页(page)",通常是 4kb.待 pages 初始化完毕后,物理内存示意图如下:

其中绿色代表可以分配的内存,红色代表不可被分配的内存.注意,ucore规定物理内存可用范围最大不超过kernsize.函数page_init的主要作用就是初始化pages也就是所有page的所有信息.

注意,pages以全局指针的形式存在,因为最开始无法知道 page 的数量,所以无法写成数量确定的数组.此数量必须尽快确认,否则后期无法管理.

如何确定 page 的数量npage呢?

1.1 探测物理内存布局,获取 pages 大小

npages可由最大物理内存边界/pgsize 得出.

而最大物理内存边界可以借助 bios 可以探测并计算出来,参考和.可以获取到最大可用物理内存边界maxpa, 但maxpa 最终必须<=kmemsize.

于是确认了npage和pages:

npage = maxpa / pgsize;
pages = (struct page *)roundup((void *)end, pgsize);// 从end向上取整页

1.2 确定每个 page 的状态

每个page 的状态即其四个字段:

struct page {
    int ref;                // 虚存引用计数, 实际上是被页表项引用的数量.每有一个页表项指向此 page,ref 就+1
    uint32_t flags;         // 当前页状态位.解释见下
    unsigned int property;  // (对于 first fit)用于可用区域内存的第一个 page,记录其之后有多少个 page 是 free 的
    list_entry_t page_link; // 上/下一个空闲 page
};

对于状态的解释 : 在当前阶段,此字段理解为是否可用.通过setpagereserved来标记其为保留(即不可用)的.

注意使用free_list作为双良链表的表头,应使用相关函数维护好关系.

参考

练习 1 重写内存管理函数

参考 严蔚敏老师的 数据结构(c 语言版) 8.2 节 "首次拟合法".

first fit 算法要求空闲 block 按起始地址有序排列.

default 系列的内存管理函数,注释已经描述的非常清楚了,这里再描述下算法原理.

first-fit 的分配算法, 核心步骤如下:

1. 找到 property > n 的节点 base_page
2. 从 base_page 步进 n 个 page 找到 p
3. 设置 p 的 property,值为 property - n
4. 把 p 作为新节点直接加入链表
5. 删除 base_page

释放的情况比较多,释放page后有四种情况:

1. 空闲块与其之前的空闲块相邻,与之后的空闲块不相邻
2. 空闲块与其之前的空闲块相邻,与之后的空闲块相邻
3. 空闲块与其之前的空闲块不相邻,与之后的空闲块不相邻
4. 空闲块与其之前的空闲块相邻,与之后的空闲块也相邻

练习 2 实现寻找虚拟地址对应的页表项

完成函数:

pte_t *
get_pte(pde_t *pgdir, uintptr_t la, bool create) {

此函数的作用是向上提供一个几乎透明的操作,返回指定 linear address 对应的 page table entry.注意写这个函数时有坑,此函数并非要初始化对应的页表项,而是单纯的获取其地址! 初始化页表项的在boot_map_segment中进行.

1. 得到 page dir 的 index: pdx(la),于是对应的 pde 是 pgdir[pdx(la)].

2. 考察 pde 具体的结构:

高 20 位是 page table 地址.

pgdir[psx(la)]& ~0xfff即可得到 page table 的物理地址.

在取值之前,首先要判断存在位pte_p.

1. 如果存在,说明之前已经初始化过了 pd,只需计算la对应的页表项即可.
2. 如果不存在,说明当前 page directory entry 除了 pte_p 外都是空的!更别说页表了,肯定也是不存在.此时需要新申请一块物理内存,作为新的页表.但如果 create=0 的话就直接返回 null 就行了.

当前的页目录是__boot_pgdir,而我们之前只初始化了虚拟地址的[0,4m)和kernbase + [0 ~ 4m)的页表,而未初始化其他部分.其他部分是 0.新申请page作为页表之后,只是把页表的(物理)基址写到 pd 项中而已.此函数可能更新pd,但不会更新pt.

pte_t *
get_pte(pde_t *pgdir, uintptr_t la, bool create) {
    // 1. 由线性地址取page directory 中对应的条目
    pde_t *pdep = &pgdir[pdx(la)];
    // 2.1 若存在位为 0,则需要判断 create 选项.
    if (!(*pdep & pte_p)) {
        struct page *page;
        // 2.1.1 若 create=0 则返回 null
        if (!create)
            return null;
        // 2.1.2 若 create=1 则分配一块物理内存,作为新的页表
        if (page = alloc_page() == null) {
            return null;
        }
        // 2.1.3 设置此 page 的引用计数
        set_page_ref(page, 1);
        // 2.1.4 修改 page directory 项的标志位,把新页表地址写入此项.
        uintptr_t pa = page2pa(page);
        memset(kaddr(pa), 0, pgsize);
        *pdep = pa | pte_u | pte_w | pte_p;
    }
    // 2.2 若存在位不为 0,则返回页表项地址.
    //      1. 对 *pdep 取高 20 位得到页表(物理)基址
    //      2. 用kaddr将页表物理基址换算为内核虚拟地址
    //      2. 从页表虚拟基址取 ptx(la) 个偏移量得到页表项,返回它的地址.
    return &((pte_t *)kaddr(pde_addr(*pdep)))[ptx(la)];
}

练习3 释放某虚地址所在的页并取消对应二级页表项的映射

编写函数:

// 释放给定页表ptep关联的page
// 去使能地址 la 对应的 tlb.
static inline void
page_remove_pte(pde_t *pgdir, uintptr_t la, pte_t *ptep)

用到函数:page_ref_dec, 即减少引用.

    // 排除页表不存在的情况
    if (*ptep & pte_p) {
        struct page *page = pte2page(*ptep);
        if (page_ref_dec(page) == 0) {
            free_page(page);
        }
        *ptep = 0;
        tlb_invalidate(pgdir, la);
    }