相比前两个lab，lab3的必做部分是非常简单的，这里我先完成。challenge后面有空再补。
练习0
在uCore官方提供的源码中存在一个bug，在实验开始前需要进行修复，否则会导致实验无法进行。
在lab2中我们已经知道，为了确保内核代码能够正确开启页机制并架空段机制，我们需要临时创建一个页表映射，将逻辑地址区间为[0, 4MB)的虚存空间，映射到和逻辑地址为[KERNBASE, KERNBASE+4MB)相同的一片物理内存空间[0, 4MB)。当过渡操作完成后，我们再通过boot_pgdir[0] = 0这句代码把这个临时映射给撤销掉。
这看似没什么问题，但是尴尬的地方在于虽然我们已经通过手工修改页表目录的方式，看似"撤销"掉了针对这4MB空间的临时映射，但实际上这4MB虚存空间中的某些虚拟页的映射记录（即PTE项）可能已经被记录进了CPU的TLB缓存之中（在执行enable_paging()和gdt_init()的过程中）。这就导致接下来CPU若执行对这些虚拟页的访存操作，则仍然会访问到物理内存空间[0, 4M)，而非触发Page Fault——这显然是我们不想看到的！
解决方法也很简单，主要有两种：
- 手工调用x86 CPU提供的
invlpg指令（uCore中提供了封装好的tlb_invalidate函数），以页为单位，逐页清除TLB中针对这4MB虚存空间的映射记录。 - 重新写一遍
cr3寄存器，会导致CPU强制清空TLB缓存。
显然第二种比较方便，这里我们直接重新调用一遍enable_paging函数就行，因为其中包括了写cr3寄存器的操作。
void
pmm_init(void) {
//略...
//temporary map:
//virtual_addr 3G~3G+4M = linear_addr 0~4M = linear_addr 3G~3G+4M = phy_addr 0~4M
boot_pgdir[0] = boot_pgdir[PDX(KERNBASE)];
enable_paging();
//reload gdt(third time,the last time) to map all physical memory
//virtual_addr 0~4G=liear_addr 0~4G
//then set kernel stack(ss:esp) in TSS, setup TSS in gdt, load TSS
gdt_init();
//disable the map of virtual_addr 0~4M
boot_pgdir[0] = 0;
//now the basic virtual memory map(see memalyout.h) is established.
//check the correctness of the basic virtual memory map.
check_boot_pgdir();
print_pgdir();
enable_paging();
}
练习1：给未被映射的地址映射上物理页
代码
int do_pgfault(struct mm_struct *mm, uint32_t error_code, uintptr_t addr) {
int ret = -E_INVAL;
//try to find a vma which include addr
struct vma_struct *vma = find_vma(mm, addr);
pgfault_num++;
//If the addr is in the range of a mm's vma?
if (vma == NULL || vma->vm_start > addr) {
cprintf("not valid addr %x, and can not find it in vma\n", addr);
goto failed;
}
//check the error_code
switch (error_code & 3) {
default:
/* error code flag : default is 3 ( W/R=1, P=1): write, present */
case 2: /* error code flag : (W/R=1, P=0): write, not present */
if (!(vma->vm_flags & VM_WRITE)) {
cprintf("do_pgfault failed: error code flag = write AND not present, but the addr's vma cannot write\n");
goto failed;
}
break;
case 1: /* error code flag : (W/R=0, P=1): read, present */
cprintf("do_pgfault failed: error code flag = read AND present\n");
goto failed;
case 0: /* error code flag : (W/R=0, P=0): read, not present */
if (!(vma->vm_flags & (VM_READ | VM_EXEC))) {
cprintf("do_pgfault failed: error code flag = read AND not present, but the addr's vma cannot read or exec\n");
goto failed;
}
}
/* IF (write an existed addr ) OR
* (write an non_existed addr && addr is writable) OR
* (read an non_existed addr && addr is readable)
* THEN
* continue process
*/
uint32_t perm = PTE_U;
if (vma->vm_flags & VM_WRITE) {
perm |= PTE_W;
}
addr = ROUNDDOWN(addr, PGSIZE);
ret = -E_NO_MEM;
//(1) try to find a pte, if pte's PT(Page Table) isn't existed, then create a PT.
pte_t *ptep = get_pte(mm->pgdir, addr, 1);
if (ptep == NULL) {
cprintf("get_pte in do_pgfault failed\n");
goto failed;
}
//(2) if the phy addr isn't exist, then alloc a page & map the phy addr with logical addr
if (*ptep == 0) {
if (pgdir_alloc_page(mm->pgdir, addr, perm) == NULL) {
cprintf("pgdir_alloc_page in do_pgfault failed\n");
goto failed;
}
}
// 略...
ret = 0;
failed:
return ret;
}
请描述页目录（Page Directory）和页表项（Page Table Entry）中组成部分对ucore实现页替换算法的潜在用处。
在uCore中，如果某个虚拟页已经被换出到硬盘的swap分区，则页表中该虚拟页的PTE项则用作储存该虚拟页在硬盘中保存位置的索引信息，便于在缺页异常处理程序需要从硬盘中换回该虚拟页时，能够确定该虚拟页被储存在硬盘中的哪里。
由于每个进程都拥有自己独立的二级页表，所以在设计和实现do_pgfault缺页中断处理程序时我们需要传入实际触发Page Fault的那个进程的内存描述符指针（即struct mm_struct *mm，该结构体中包括了当前进程的页表目录指针pde_t *pgdir），这样才能确保页替换算法读取和修改该进程的二级页表，而非其他进程的二级页表。当然由于lab3中uCore还没有建立起进程管理机制，现在我们还不太能够感受到这点，这里只需要知道有这么一回事就行了。
如果ucore的缺页服务例程在执行过程中访问内存，出现了页访问异常，请问硬件要做哪些事情？
- 关闭中断。
- 若CPU当前运行在用户态，则根据GDT表中TSS段的配置信息，更新
%esp和%ss寄存器，使得CPU切换到内核栈继续运行。而在lab3中CPU始终运行在内核态下，不会有换栈的操作。 - 将导致Page Fault的那条欲访问的虚拟地址存入
cr2寄存器，根据导致Page Fault的原因生成Error Code，准备压到内核栈上。 - 保护现场，将恢复现场所需的相关信息压入内核栈，见结构体
struct trapframe的定义：
struct trapframe {
/* 略... */
/* below here defined by x86 hardware */
uint32_t tf_err;
uintptr_t tf_eip;
uint16_t tf_cs;
uint16_t tf_padding4;
uint32_t tf_eflags;
/* below here only when crossing rings, such as from user to kernel */
uintptr_t tf_esp;
uint16_t tf_ss;
uint16_t tf_padding5;
} __attribute__((packed));
- 索引到中断向量表下标为
0x0E处，进入操作系统提供的中断处理程序执行。
练习2：补充完成基于FIFO的页面替换算法
代码
int do_pgfault(struct mm_struct *mm, uint32_t error_code, uintptr_t addr) {
// 略...
else {
if(swap_init_ok) {
struct Page* page = NULL;
//(1）According to the mm AND addr, try to load the content of right disk page
// into the memory which page managed.
if (swap_in(mm, addr, &page) != 0) {
cprintf("swap_in in do_pgfault failed\n");
goto failed;
}
//(2) According to the mm, addr AND page, setup the map of phy addr <---> logical addr
if (page_insert(mm->pgdir, page, addr, perm) != 0) {
cprintf("page_insert in do_pgfault failed\n");
goto failed;
}
//(3) make the page swappable.
if (swap_map_swappable(mm, addr, page, 0) != 0) {
cprintf("swap_map_swappable in do_pgfault failed\n");
goto failed;
}
assert(page_ref(page) == 1);
page->pra_vaddr = addr;
}
else {
cprintf("no swap_init_ok but ptep is %x, failed\n",*ptep);
goto failed;
}
}
ret = 0;
failed:
return ret;
static int
_fifo_map_swappable(struct mm_struct *mm, uintptr_t addr, struct Page *page, int swap_in)
{
list_entry_t *head=(list_entry_t*) mm->sm_priv;
list_entry_t *entry=&(page->pra_page_link);
assert(entry != NULL && head != NULL);
pte_t* ptr_pte = get_pte(mm->pgdir, addr, 0);
assert((*ptr_pte & PTE_P) != 0);
list_add_before(head, entry);
return 0;
}
static int
_fifo_swap_out_victim(struct mm_struct *mm, struct Page ** ptr_page, int in_tick)
{
list_entry_t *head=(list_entry_t*) mm->sm_priv;
assert(head != NULL);
assert(in_tick==0);
list_entry_t* elem = list_next(head);
//(1) unlink the earliest arrival page in front of pra_list_head qeueue
assert(elem != head);
list_del(elem);
//(2) set the addr of addr of this page to ptr_page
*ptr_page = le2page(elem, pra_page_link);
assert(ptr_page != NULL);
return 0;
}
