BUAA_OS_LAB 2 内存管理

2023 OS LAB2课下共有10个题目，分别是：

• Exercise-完成 mips_detect_memory 函数
• Exercise-完成 queue.h
• Exercise-完成 page_init 函数
• Exercise-完成 page_alloc 函数
• Exercise-完成 page_free 函数
• Exercise-完成 pgdir_walk 函数
• Exercise-完成 page_insert 函数
• Exercise-完成 tlb_out 函数
• Exercise-完成 _do_tlb_refill 函数
• Exercise-完成 do_tlb_refill 函数

下面会重点分析第六个练习

Exercise 2.6 完成 pgdir_walk 函数

pgdir_walk，顾名思义，可以理解为walk padir，也就是使得页面目录移动。

该函数的作用是：给定一个虚拟地址，在给定的页目录中查找这个虚拟地址对应的物理地址，如果存在这一虚拟地址对应的页表项，则返回这一页表项的地址；如果不存在这一虚拟地址对应的页表项（不存在这一虚拟地址对应的二级页表、即这一虚拟地址对应的页目录项为空或无效），则根据传入的参数进行创建二级页表，或返回空指针。

但是这个解释过于抽象，实在看不懂。于是我搬来了课程组给出的图，结合实验代码尝试理解：

我们的最终目标是什么？获取一个页表项的地址。怎么获取它？我们注意到我们的MOS操作系统是使用两级页表的，我们手中的虚地址，是由页目录索引、页表索引以及页表项内的偏移量组成的。为了获取最终的页表项，我们需要先由页目录基地址+页目录索引得到对应的页表，再由页表+页表索引得到最终的页表项。好比我们想找到一本书的某一页，我们有这本书的目录、章节相对于目录的位置，这一页在章节中的位置。我们可以先查到这一页在哪一章，再查到这一页在本章的哪一节。

现在我们大致懂得了这个过程的基本原理，我们不妨抽象一下这个结构，使之适用于更多级的页表结构。假设我们手中有第$k$级目录的地址$base$和第$k+1$级子目录相对与$k$级目录的偏移量$\delta$（或者索引，位置），我们通过$base + \delta$就可以得到第$k+1$子目录的地址，这个过程可以递归进行。

解决了这个问题，我们就可以很快写出代码了：

static int pgdir_walk(Pde *pgdir, u_long va, int create, Pte **ppte) {
        Pde *pgdir_entryp;
        struct Page *pp;
        /* Step 1: Get the corresponding page directory entry. */
        /* Exercise 2.6: Your code here. (1/3) */
        pgdir_entryp = pgdir + PDX(va); //get 31-22 address of va //PDBase + PDX + 00_2 | co expression
        /* Step 2: If the corresponding page table is not existent (valid) and parameter `create`
         * is set, create one. Set the permission bits 'PTE_D | PTE_V' for this new page in the
         * page directory.
         * If failed to allocate a new page (out of memory), return the error. */
        /* Exercise 2.6: Your code here. (2/3) */
        if ( (*pgdir_entryp & PTE_V) == 0)
        {
                if (create)
                {
                        if ( page_alloc(&pp) != 0)
                        {
                                return -E_NO_MEM;
                        }
                        *pgdir_entryp = page2pa(pp);
                        *pgdir_entryp = *pgdir_entryp | PTE_D | PTE_V;
                        pp->pp_ref++;
                }
                else 
                {
                        *ppte = NULL;
                        return 0; //directly return
                }
        }
        /* Step 3: Assign the kernel virtual address of the page table entry to '*ppte'. */
        /* Exercise 2.6: Your code here. (3/3) */
        *ppte = (Pte *)KADDR(PTE_ADDR(*pgdir_entryp)) + PTX(va);
        return 0;
}

需要注意的点:

• 这里可能会在页目录表项无效且 create 为真时，使用 page_alloc 创建一个页表，此时应维护申请得到的物理页的 pp_ref 字段。 记得实时更新 pp_ref 字段，无论是创建页表项或者使用页表项，都要考虑是否需要更新 pp_ref。
• *ppte = (Pte *)KADDR(PTE_ADDR(*pgdir_entryp)) + PTX(va)这个语句不是特别好像，似乎应该这么写:*ppte = (Pte *)KADDR(*pgdir_entryp) + PTX(va)，但是这样就kernel panic了，为什么呢？这是因为*pgdir_entryp为页表对应的地址，而这个地址低12位是不为零的，会作为一些功能位，如果不清零的直接加上PTX(va)，就会将功能位也参与运算，导致地址计算错误。所以要使用低位清零函数KADDR(*pgdir_entryp)将低12位清零，以保证正确性。