MIT6.828 Lab2 内存管理

2021年6月27日 42点热度 0条评论 来源: 周小伦

Lab2

0. 任务介绍

你将编写一个内存管理代码。主要分为两大部分。分别对物理内存和虚拟内存的管理。

  • 对于物理内存,每次分配内存分配器会为你分配4096bytes。也称为一个页(在大部分操作系统中一个页的大小都是4B)你需要维护一个数据结构来记录哪个物理页是空闲的哪个物理页是已被占用的。以及有多少进程共享已分配的页。并且你需要编写程序来进行内存的分配和回收
  • 对于虚拟内存,它将内核和用户软件使用的虚拟地址映射到物理内存中的地址。 x86硬件的内存管理单元(MMU)在指令使用内存时执行映射,查阅一组页面表。 您将根据我们提供的规范设置MMU的页面表。

1. Part1: Physical Page Management

操作系统必须跟踪哪部分物理内存是被使用的以及哪部分物理内存是空闲的。你需要在切入到虚拟内存之前完成这一操作,因为当使用虚拟内存的时候我们需要页表来进行管理,而你需要为页表分配物理内存。

下面的图来自于[https://blog.csdn.net/qq_40871466/article/details/103922416]

你需要实现 kern/pmap.c的下列函数

boot_alloc()
mem_init() (only up to the call to `check_page_free_list(1)`)
page_init()
page_alloc()
page_free()

check_page_free_list() and check_page_alloc() test your physical page allocator. You should boot JOS and see whether check_page_alloc() reports success. Fix your code so that it passes.

1.1 实现boot_alloc

在lab1我们知道了pc的启动过程。这里是在内核执行的init.c中先调用了mem_init

根据我的调试输出(printf)我发现.bss的地址是 0xf01156a0这个地址在虚拟地址0xf0000000之上。我们知道内核的虚拟地址是在0xf0000000为起点的。随后是内核的代码段+数据段然后就是.bss所以这里bss大于内核虚拟地址起始位置是合理的.

boot_alloc就是在.bss之上分配制定大小为n的区域。注意这里都是在虚拟内存地址下进行的操作

  1. 如果n为0则直接范围nextfree的地址。也就是把.bss向上取整(为了都符合一页一页的存储形式。分页管理)
  2. 如果不为0则为他分配内存。其实就是把nextfree的地址往后移动 (n * PGSIZE)。不过我们要返回这段地址的起始地址。就相当于一个page数组的起始地址
static void *
boot_alloc(uint32_t n)
{
	static char *nextfree;	// virtual address of next byte of free memory
	char *result;

	if (!nextfree) {
		extern char end[];
		cprintf("end is %08x\n",end);
		nextfree = ROUNDUP((char *) end, PGSIZE);
	}
	cprintf("nextfree is %08x\n",nextfree);
	// Allocate a chunk large enough to hold 'n' bytes, then update
	// nextfree.  Make sure nextfree is kept aligned
	// to a multiple of PGSIZE.
	//
	// LAB 2: Your code here.
	if (n == 0) {
		return nextfree;
	} 
	//allocate
	result = nextfree;
	nextfree = ROUNDUP((char *)(nextfree + n), PGSIZE);
	return result;
}

1.2 实现mem_init

在mem_init中我们会调用两次boot_alloc。第一次为了创建页目录。第二次则为了创建所有的物理页表。分别为它们分配内存然后memset成0。

	// create initial page directory.
	kern_pgdir = (pde_t *) boot_alloc(PGSIZE);
	memset(kern_pgdir, 0, PGSIZE);
	//////////////////////////////////////////////////////////////////////
	// Recursively insert PD in itself as a page table, to form
	// a virtual page table at virtual address UVPT.
	// (For now, you don't have understand the greater purpose of the
	// following line.)

	// Permissions: kernel R, user R
	kern_pgdir[PDX(UVPT)] = PADDR(kern_pgdir) | PTE_U | PTE_P;
	cprintf("Page nubmer %d\n",npages);
	//////////////////////////////////////////////////////////////////////
	// Allocate an array of npages 'struct PageInfo's and store it in 'pages'.
	// The kernel uses this array to keep track of physical pages: for
	// each physical page, there is a corresponding struct PageInfo in this
	// array.  'npages' is the number of physical pages in memory.  Use memset
	// to initialize all fields of each struct PageInfo to 0.
	// Your code goes here:
	//	all 32768 number pages
	pages = (struct PageInfo *) boot_alloc(sizeof(struct PageInfo) * npages);
	memset(pages, 0, sizeof(struct PageInfo) * npages);

1.3 实现page_alloc

这里给了我们示例代码。不过这里把所有的pages都初始化了成了0和可用。这显然是不合理的

  1. 根据下图和实验中给的提示。base_memory(也就是 1mb + extended_memoy)这一段 。的low memory是可以被分配成use的

    但是注意最下面的一个page不可以(实验中有提到保存实模式的一些信息)

    ![](/Users/zhouxiaolun/Library/Application Support/typora-user-images/image-20210623224201539.png)

  2. 第二就是extended memory里会存有内核的信息。我们要找到内核的结束位置,然后给剩余部分进行初始化

    这里就可以简单利用boot_alloc(0)。因为这个会返回内核的结束位置对应的虚拟地址。

    但是我们要找的是这个虚拟地址定于的物理地址在哪个page中。也就是要找到它在pages数组中的标号。

    这里实验给我们提供了一个宏定义page2kva即可获得它对应的物理地址。然后除页表大小就可以获得对应的标号

    好了代码已经呼之欲出了

    	cprintf("npages_basemem is %d\n",npages_basemem);
    	cprintf("pages addr is %0x8 \n", pages);
    	size_t i;
    	//all low memeory is free expect 0 page
    	for (i = 1; i < npages_basemem; i++) {
    		cprintf("pages addr is %0x8 \n", pages[i]);
    		pages[i].pp_ref = 0;
    		pages[i].pp_link = page_free_list;
    		page_free_list = &pages[i];
    	}
    	i = PADDR(boot_alloc(0)) / PGSIZE;
    	for (; i < npages; i++) {
    		pages[i].pp_ref = 0;
    		pages[i].pp_link = page_free_list;
    		page_free_list = &pages[i];
    	}
    }
    

    1.4 实现page_free

    这个就比较简单了。只需要简单的把要释放的页加入到free_page_list中就好。

    根据实验中给出的提示,可以很容易的写出来

    void
    page_free(struct PageInfo *pp)
    {
    	// Fill this function in
    	// Hint: You may want to panic if pp->pp_ref is nonzero or
    	// pp->pp_link is not NULL.
    	if (pp->pp_ref  || pp->pp_link) {
    		panic("no shoule page free");
    	}
    	//head insert 
    	pp -> pp_link = page_free_list;
    	page_free_list = pp;
    }
    

2. Part2: Virtual Memory

跳过中间的一些废话,直接开始exercise4。这里要求我们编写代码来管理页面表。要插入和删除linear-to-physical(其实就是虚拟地址和物理地址之间的mappings,并按需分配页。

这个是JOS所用的32位虚拟地址的分布

下面就是虚拟地址的翻译过程。这个学过os的应该非常熟悉了吧。这里的page_dirpage_table其实就是一个二级页表。的多级索引非常简单。

整体过程就是我们先通过CR3寄存器找到PAGE_DIR所在的位置,然后通过虚拟地址的前10位在PAGE_DIR中获取到下一级页表,也就是PAGE_TABLE的地址。随后通过虚拟地址的12-21这10位去找到对应的PAGE_FRAME的地址。从里面获取到ppa的地址结合OFFSET就可以得到最终的物理地址了。

好了搞清楚大概逻辑之后,下面开始完成第二部分的代码

2.1 pgdir_walk

这个代码是后面四个代码的基础,因此一定要小心认真,这里的意思就是说给你pgdir的地址。和虚拟地址va你要返回一个指向pte的指针。pte就是页表条目在最后一层页表对应位置处。

  1. 首先我们通过几个宏定义把虚拟地址分解
  2. 如果page_dir对应的PTE_P也就是有效位为0的话则表明相关的页表条目并不存在
  3. 如果不存在的话需要通过create标记来判断是否需要创建对应的页
  4. 这里根据提示我们需要把新创建页的物理地址存储在对应的page_dir位置处
  5. 然后就是在page_table中找到对应的PTE返回
pte_t *
pgdir_walk(pde_t *pgdir, const void *va, int create)
{
	// Fill this function in
	uintptr_t dir = PDX(va); //表示对应的page_dir索引
	uintptr_t page = PTX(va); // 表示对应的page_table索引
	uintptr_t offset = PGOFF(va); // 表示在page中对应的页内偏移
	pde_t dir_entry = pgdir[dir]; // 首先要判断这个虚拟地址是否有映射
	if (!(dir_entry & PTE_P)) {
		if (create) {
			// allocate
			struct PageInfo *newPage = page_alloc(ALLOC_ZERO);
            if (newPage == NULL) {
                // allocation failed
                return NULL;
            }
			newPage->pp_ref++;
			pgdir[dir]  = (pde_t)page2pa(newPage)|PTE_P|PTE_U|PTE_W;
		} else {
			return NULL;
		}
	}
	//
	pte_t *ptab = (pte_t *)KADDR(PTE_ADDR(pgdir[dir]));
	return &ptab[page];
}

2.2 boot_map_region

这个函数的实现就比较简单了。要求是把虚拟地址[va, va+size)映射到物理地址[pa, pa+size],使用权限位为perm|PTE_P,只是在UTOP上方做静态映射,所以不能修改pp_ref字段.

基本上就是通过上面实现的pgdir_walk函数找到给定虚拟地址对应的pte。然后修改pte条目即可

static void
boot_map_region(pde_t *pgdir, uintptr_t va, size_t size, physaddr_t pa, int perm)
{
	// Fill this function in
	uintptr_t start = 0;
	for ( ; start < size; start += PGSIZE, va += PGSIZE, pa += PGSIZE) {
		pte_t *pte = pgdir_walk(pgdir,(void *) va, 1);
		*pte = pa | perm | PTE_P;
	}
}

2.3 Page_lookup

返回一个虚拟地址va映射的页面。如果pte_store不是0,那么将对应的页表项地址存到pte_store的地址里(用于结果返回)。如果没有页面映射在va那么返回NULL。提示:使用pgdir_walk和pa2page

struct PageInfo *
pgee_lookup(pde_t *pgdir, void *va, pte_t **pte_store)
{
	// Fill this function in
	pte_t *pte = pgdir_walk(pgdir,(void *) va, 0);
	if (!pte) {
		return NULL;
	}
	if (*pte && !(*pte & PTE_P)) {
		return NULL;
	}
	if (pte_store) {
		*pte_store = pte;
	}
	struct PageInfo* page = pa2page(PTE_ADDR(*pte));
	return page;
}

基本上通过给的提示就可以实现这个函数

2.4 Page_remove

也是通过提示。移除给定的va对应的映射。

  1. 如果给定的va在页表中没有对应映射则直接返回。
  2. 否则把对应的pte清0,然后调用tlb_invalidatepage_decref
void
page_remove(pde_t *pgdir, void *va)
{
	// Fill this function in
	pte_t * pte;
	struct PageInfo *page = page_lookup(pgdir,va,&pte);
	if (!page) {
		return;
	}
	*pte = 0;
	tlb_invalidate(pgdir,va);
	page_decref(page);
}

2.5 Page_insert

把物理页pp映射在虚拟地址va,页表项权限设置为perm|PTE_P。

  1. 如果已经有一个页面在va,它应该先调用page_remove()删除
  2. 如有必要,应按需分配页表并将其插入“ pgdir”。插入成功pp->ref应该自增。如果以前有页面位于“ va”,则TLB必须无效。
  3. 提示:使用pgdir_walk,page_remove和page2pa。
  4. 根据提示我们需要分配页表并将其插入pgdir。这不是就是前面实现的pgir_walk把crate设置成1的功能。
  5. 同样如果以前有页面位于va。则让他的tlb无效。。这里听起来很麻烦,但实际上只需要调用page_remove原来va对应的映射移除即可。而且page_remove已经实现了让tlb无效的操作。
int
page_insert(pde_t *pgdir, struct PageInfo *pp, void *va, int perm)
{
	// Fill this function in
	pte_t *pte = pgdir_walk(pgdir,(void *) va, 1);
	if (!pte) {
		return -E_NO_MEM;
	}
	pp->pp_ref++;
	if (*pte & PTE_P) {
		page_remove(pgdir,va);
	}
	*pte = page2pa(pp) | perm | PTE_P;
	return 0;
}

3. Part3 : Kernel Address Space

第三部分需要我们补齐mem_init函数

只要跟随提示来完成对于内核部分的一些映射。按照下面这样做就好了

boot_map_region(kern_pgdir, UPAGES, PTSIZE, PADDR(pages), PTE_U);
boot_map_region(kern_pgdir, KSTACKTOP - KSTKSIZE, KSTKSIZE, PADDR(bootstack), PTE_W);
boot_map_region(kern_pgdir, KERNBASE, 0xffffffff - KERNBASE, 0, PTE_W);

3.1 Question

补充完第三部分的代码之后,我们来看一下第三部分的问题

  1. What entries (rows) in the page directory have been filled in at this point? What addresses do they map and where do they point? In other words, fill out this table as much as possible:

    Entry Base Virtual Address Points to (logically):
    1023 0xff000000 Page table for top 4MB of phys memory
    1022 ? ?
    959 0xefc00000 cpu0's kernel stack(0xefff8000),cpu1's kernel stack(0xeffe8000)
    956 0xef000000 npages of PageInfo(0xef000000)
    952 0xee000000 bootstack
    2 0x00800000 Program Data & Heap
    1 0x00400000 Empty
    0 0x00000000 [see next question]

    这个地方要参考一下memlayout.h就可以写出了

    其实主要搞清楚几个重要的就可以了

    比如0xef000000表示UPAGES

    oxefc00000表示内核栈等等

  2. We have placed the kernel and user environment in the same address space. Why will user programs not be able to read or write the kernel's memory? What specific mechanisms protect the kernel memory?

    通过把页表项中的 Supervisor/User位置0,那么用户态的代码就不能访问内存中的这个页。

  3. What is the maximum amount of physical memory that this operating system can support? Why?

    这个操作系统利用一个大小为4MB的空间也就是UPAGES这一段。来存放所有的页的PageInfo结构体信息,每个结构体的大小为8B,所以一共可以存放512K个PageInfo结构体,所以一共可以出现512K个物理页,每个物理页大小为4KB,自然总的物理内存占2GB。

  4. How much space overhead is there for managing memory, if we actually had the maximum amount of physical memory? How is this overhead broken down?

    这个问题是说如果我们现在的物理页达到最大,那么管理这些内存所需要的额外空间开销有多少

    首先我们所有的pageinfo需要4mb。然后需要存放页目录表。一共1024个每一个需要4B所以一共4kb

    还有存放当前的页表。页表是1024 * 4kb = 4mb

    所以一共需要4MB + 4MB + 4KB = 8MB + 4KB

  5. Revisit the page table setup in kern/entry.S and kern/entrypgdir.c. Immediately after we turn on paging, EIP is still a low number (a little over 1MB). At what point do we transition to running at an EIP above KERNBASE? What makes it possible for us to continue executing at a low EIP between when we enable paging and when we begin running at an EIP above KERNBASE? Why is this transition necessary?

    1. 是通过下面的代码来跳转到kernbase之上的虚拟地址的

    mov $relocated, %eax

    jmp *%eax

    1. 是因为我们把[0,4mb]和[KernalBASE,KERNALBASR + 4MB]这段的虚拟地址都映射到了0-4MB的物理地址上,因此无论EIP在高位还是在低位都可以运行。必须这样做的原因是,如果只映射高位地址。在我们刚开启分页模式之后就会crash。

      因为刚开始我们访问的还是地位地址。是通过jump来跳转到高位》

4. Part4 : Challenge

//TODO

    原文作者:周小伦
    原文地址: https://www.cnblogs.com/JayL-zxl/p/14934546.html
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