6.828 lab2 Memory Management

Part 1: Physical Page Management

Exercise 1

实现 kern/pmap.c 中的下列四个函数 boot_alloc() mem_init() page_init() page_alloc() page_free()

首先实现 boot_alloc(), 根据注释，实现三点

• 如果 n > 0 分配 n 个字节的物理内存，不需要初始化
• 如果 n = 0 直接将下个可用物理内存的地址返回，不需分配
• 如果内存不足，boot_alloc() 会 panic

以下是代码实现

实现 mem_init 每一个物理也都需要一个结构体来管理，这个结构体就是 PagInfo, 在 mem_init() 中我们需要分配内存来存储这些用来管理物理页的结构体。 代码实现：

实现 page_init 现在 page_init 中代码是将所有的内存标记未被使用的，事实是有些内存已经被使用了，那些内存是未被使用的呢？

• 首先第 0 页需要标记未已使用，我们保留这一页，因为这里是之前的加载实模式中断向量表以及 bios 结构体的地方（虽然我们现在不用）
• 其他的 base memory，[PGSIZE, npages_basemem * PGSIZE) 是未被使用的
• 接下来的 io 空洞 [IOPHYSMEM, EXTPHYSMEM), 这里不能分配出去
• extended memory 部分 [EXTPHYSMEM, …)，这里有些已经使用了，有些没被使用，kernel 在物理内存的哪个位置？那些页已经用来存在页表和其他的数据结构了呢？

这里主要是第四点，内核代码在物理内存的位置在之前 lab1 中就已经知道了，我们不必关系哪些页已经被使用了，我们只需要知道哪些也是未被使用的就可以了，通过 boot_alloc(0) 我们可以拿到可以使用内存的起始地址，因为之前页表和其他结构占用的物理内存都是通过 boot_alloc() 分配出去的。 代码实现： 实现 page_alloc()

• 分配一个物理页，如果 alloc_flags & ALLOC_ZERO 为真，将所有分配的物理内存用’\0’填充，不需要修改 pp_ref, 让调用者来做这件事情。
• 确保已经分配的内存的 pp_link 为 NULL
• 如果内存不足返回 NULL
• 提示：使用 page2kva 和 memset

代码实现：

实现 page_free() 将一个页放回 page_free_list（当 pp_ref 为 0 时，这个函数才能被调用） 当 pp_ref 不为 0 或者 pp_link 不为 NULL 是函数需要 panic 代码实现

Part 2: Virtual Memory

Exercise 2

看一下 Intel 80386 Reference Manual 了解段页式内存管理

Exercise 3

GDB 打印的是虚拟地址，要想看到真相的物理地址要使用 qemu monitor, 在 qemu 命令行中按住 Ctrl-a c，使用命令 xp, 然后在 gdb 中用命令 x, 观察 qemu 中的物理地址和 gdb 中的虚拟地址，打有课程补丁的 qemu 还可以使用命令 info pg 查看页表，info mem 查看内存映射

Question 1

假设下面的代码是正确的，那么 x 的类型是什么？uintptr_t 还是 physaddr_t？

1
2
3
4

mystery_t x;
	char* value = return_a_pointer();
	*value = 10;
	x = (mystery_t) value;

x 应该是虚地址，类型是 uintptr_t

Exercise 4

实现 kern/pmap.c 中的下面几个函数         pgdir_walk()         boot_map_region()         page_lookup()         page_remove()         page_insert()

首先实现 pgdir_walk() 给定一个页目录地址 pgdir，和一个线性地址，返回一个指向这个页表项的指针，页表项映射到线性地址，这需要经过二级页表结构 相关的页表页可能还不存在，如果页表页不存在并且 create==false, 则返回 NULL, 否则的话分配一页，如果分配失败返回 NULL, 否则的话 pp_ref 加 1，pgdir_walk() 返回新分配页的地址。 提示 1：使用 page2pa() 将 PageInfo 装换为物理地址 提示 2：页目录和页表的权限 mmu 都会检查，所以页目录的权限不需要那么严格 提示 3：inc/mmu.h 中有一些操作页表和页目录项又要的宏 代码实现： 实现 boot_map_region() 这个函数将虚拟地址 [va, va+size) 映射到物理地址 [pa, pa+size) 代码实现： 实现 page_lookup() 这个函数返回映射在虚拟地址 va 的一页，如果 pte_store 不是 0，我们把页目录项存到 pte_store，这是为了之后 page_remove() 能够检查权限。如果 va 没有映射到某一页返回空。 代码实现 实现 page_remove() 移除 va 的映射关系，如果 va 没有被映射，那么就什么都不做 注意的细节：

• pp_ref 需要减一
• 如果 pp_ref 减到 0 了那么物理页需要释放
• va 对应的页目录项要置 0
• 移除一个页目录项 TLB 会过期

代码实现

实现 page_insert() 将某一物理页 pp 映射到虚拟地址 va, 权限为设为 perm|PTE_P 要求：

• 如果已经有一页映射到 va 了，那么要先用 page_remove() 移除
• 如果必要的话，需要分配一个页表并插入页目录表
• 如果插入成功，pp_ref 加一
• TLB 会过期

考虑特殊情况，同一页被重复插入的情况 返回

• 0 成功
• -E_NO_MEM 如果分配页失败

代码实现：

Part 3: Kernel Address Space

Exercise 5

补充 mem_init() 缺少的代码

至此，lab2 的代码部分全部完成

Question 2

页目录表中填充了什么？ 根据 qemu 的输出：

Question 3 

我们把用户环境和内核放在同一地址空间，为什么用户不会读写内核的内存，是什么特殊的机制保护了内核内存 因为用户，和内核的权限是不一样的，mmu 映射内存钱会检查 PDE 和 PTE 的权限位，如果权限不足会产生页错误

Question 4

操作系统支持的最大内存是多少？为什么？ pages 占用了 4M 内存 sizeof(struct PageInfo)=8, 所以有 4M/8 页，每页大小为 4k, 所以最大的内存是 4M/8*4K=2G

Question 5

超出的内存空间是多少？真正可用的空间能否达到最大？内存超出是怎样发生的？ 当没有空的页目录项时，内存超出，超出的大小为，页目录表的大小加页表的大小 页目录表大小：1024 entries * 4 bytes = 4 KB 页表大小：1024 PTs * 1024 entries * 4 bytes = 4 MB 总共是 4MB + 4KB = 4100 KB

Question 6

什么是 eip 指向 kernbase 之上这个转换发生了？在开启分页和 eip 指向 kernbase 之上这之间为什么 eip 能够运行在地址？为什么这个转换是必要的？ 转换发生在跳转到$relocated 时，在加载页目录表之前，其实内核开启了分页，虚地址 [0,4M] 和 [KERNBASE,KERNBASE+4M] 都被映射到了物理内存 [0,4M], 当加载了页目录表之后虚地址 [0,4M] 不再是映射到物理内存 [0,4M] 了，所以需要将 eip 指向 KERNBASE 之上。