番茄花園-第四章內(nèi)存管理lab2課件

1、第四章 內(nèi)存管理(lab2)提綱頁(yè)面管理頁(yè)表管理頁(yè)面管理頁(yè)面管理鏈表的結(jié)構(gòu)現(xiàn)在我們來討論用于頁(yè)面管理的雙向鏈表結(jié)構(gòu)。首先，我們來看一下構(gòu)成這個(gè)鏈表的結(jié)點(diǎn)的情況。該結(jié)點(diǎn)的結(jié)構(gòu)是在memlayout.h中規(guī)定的：typedef LIST_ENTRY(Page) Page_LIST_entry_t; struct Page Page_LIST_entry_t pp_link;/* free list link */ pp_ref is the count of pointers (usually in page table entries)/ to this page, for pages allo

2、cated using page_alloc./ Pages allocated at boot time using pmap.cs/ boot_alloc do not have valid reference count fields.uint16_t pp_ref;而LIST_ENTRY的定義則在queue.h中：#defineLIST_ENTRY(type)struct struct type *le_next;/* next element */struct type *le_prev;/* ptr to ptr to this element */頁(yè)面管理（續(xù)）通過分析，我們可以

3、寫出Page結(jié)構(gòu)：struct Page struct struct Page *le_next;struct Page *le_prev; pp_link;uint16_t pp_ref;頁(yè)面管理（續(xù)）系統(tǒng)還定義了一些宏來對(duì)這個(gè)鏈表頭進(jìn)行操作：#defineLIST_FIRST(head)(head)-lh_first)/取得頭指針#defineLIST_INIT(head) /將鏈表重置在queue.h中，還定義了很多用于操縱結(jié)點(diǎn)和對(duì)該雙向鏈表進(jìn)行操作的宏：#defineLIST_NEXT(elm, field)(elm)-field.le_next) /該宏返回elm所的下一個(gè)頁(yè)面管理結(jié)

4、點(diǎn)的地址。elm應(yīng)該為一個(gè)指向頁(yè)面管理結(jié)點(diǎn)的指針，field=pp_link#defineLIST_INSERT_HEAD(head, elm, field) /這個(gè)宏的功能，是將elm指向的頁(yè)面管理結(jié)點(diǎn)成為整個(gè)頁(yè)面管理雙向鏈表的第一個(gè)元素，在實(shí)現(xiàn)上，是要求鏈表頭結(jié)構(gòu)（page_free_list）的lh_first指針指向該結(jié)構(gòu)。這里需要考慮兩種情況，一種是鏈表以前就是空的情況，另一種情況，是鏈表以前不為空的情況。頁(yè)面管理（續(xù)）#defineLIST_INSERT_BEFORE(listelm, elm, field)#defineLIST_INSERT_AFTER(listelm, elm

5、, field) /這兩個(gè)宏所要做的事情，是把新的結(jié)點(diǎn)（elm參數(shù)），插入到結(jié)點(diǎn)listelm之前或者之后。對(duì)于Page結(jié)構(gòu)的pp_link.le_next指針的使用，應(yīng)該比較容易理解，需要解釋的是pp_link.le_prev的使用。在鏈表的結(jié)點(diǎn)中，這個(gè)域所指向的前一個(gè)結(jié)點(diǎn)的（(elm)-pp_link.le_next）的地址！#defineLIST_REMOVE(elm, field) /該宏所做的工作是將elm所指向的結(jié)點(diǎn)從頁(yè)面管理鏈表中消除。這里要注意pp_link.prev的用法，它只是用來index前一個(gè)結(jié)點(diǎn)的le_next域，從而直接修改里面的內(nèi)容，而不能索引整個(gè)前面的結(jié)點(diǎn)（比方

6、說訪問前一個(gè)結(jié)點(diǎn)的pp_ref域的內(nèi)容），雖然，從鏈表構(gòu)造的角度來說，這樣設(shè)計(jì)就足夠了。#defineLIST_FOREACH(var, head, field) / 這個(gè)宏實(shí)際上寫的是一個(gè)for循環(huán)頭，它的作用是在該循環(huán)中遍歷頁(yè)面管理鏈表。需要注意的是，這個(gè)循環(huán)是不能用pp_link.le_prev域來替代的！頁(yè)面管理（續(xù)）頁(yè)面管理鏈表在內(nèi)存中的存儲(chǔ)和放置Boot_alloc();Page_init();check_page_alloc();頁(yè)面管理（續(xù)）頁(yè)面管理的操作page_alloc();page_free();頁(yè)表管理三類地址邏輯地址（Virtual Address）是指程序在編譯連

7、接后，變量名字等的符號(hào)地址，在JOS系統(tǒng)中的內(nèi)核部分，該地址是以KERNBASE（默認(rèn)等于0 xF0000000，實(shí)際上可以根據(jù)具體的情況加以修改）開始的。線性地址(Linear Address)是指經(jīng)過x86保護(hù)模式的段地址變換后的地址，該變換的過程是 邏輯地址+段首地址物理地址(Physical Address)是指內(nèi)存存儲(chǔ)單元的編址，如1GB的內(nèi)存，它的物理編址是從0 x00000000到0 x40000000。頁(yè)表管理（續(xù)）三類地址的關(guān)系頁(yè)表管理（續(xù)）段式地址轉(zhuǎn)換過程為程序的邏輯地址段首地址例如段首地址為0 xf000000時(shí)，一個(gè)邏輯地址為0 xf0100000。經(jīng)過轉(zhuǎn)換后，得到線性

8、地址0 x00100000。分頁(yè)機(jī)制需要經(jīng)過設(shè)置CR3和CR0后才打開。在未打開分頁(yè)機(jī)制的情況下，段式地址轉(zhuǎn)換得到的線性地址就是物理地址。在打開分頁(yè)機(jī)制之后，線性地址需要再次經(jīng)過頁(yè)式地址變換才能得到物理地址。頁(yè)表管理（續(xù)）頁(yè)式地址轉(zhuǎn)換頁(yè)表管理（續(xù)）頁(yè)目錄（表）項(xiàng)的格式每個(gè)頁(yè)目錄或者頁(yè)表都存儲(chǔ)在單獨(dú)的頁(yè)面中每個(gè)4KB的物理頁(yè)面，實(shí)際上它在內(nèi)部分成了1024個(gè)單元（10位有1024個(gè)可能的值），每個(gè)單元占4字節(jié)（32位，也就是保護(hù)模式下一個(gè)uint32_t類型所占的內(nèi)存空間大?。?，它們稱為頁(yè)目錄項(xiàng)（Page Directory Entry），這些單元與頁(yè)表中包含的單元在格式上是一致的，不同的是頁(yè)表

9、中的單元稱為頁(yè)表項(xiàng)（Page Table Entry）。頁(yè)表管理（續(xù)）頁(yè)目錄（表）項(xiàng)的格式（續(xù)）高20位存儲(chǔ)的是一個(gè)地址，但因?yàn)橹挥懈?0位（使用的時(shí)候低位會(huì)被全部清零），所以只能尋址4KB對(duì)齊的地址空間（這就是為什么我們?cè)跒轫?yè)目錄分配空間時(shí)要尋找內(nèi)核代碼后第一個(gè)4KB對(duì)齊的地址的原因），同時(shí)，由于x86把所有物理內(nèi)存分成了4KB大小的頁(yè)，每個(gè)頁(yè)的首地址必然是4KB對(duì)齊的！所以這個(gè)表項(xiàng)中的高20位地址能夠定位到內(nèi)存中任何一個(gè)物理頁(yè)面的首地址。P Present，該位用來判斷對(duì)應(yīng)物理頁(yè)面是否存在，如果存在，該位置1，否則為0；R/W Read/Write，該位用來判斷對(duì)所指向的物理頁(yè)面的訪問權(quán)限

10、，如果為1，表示頁(yè)面可寫，否則，是只讀頁(yè)面；U/S User/Supervisor，該位用來定義頁(yè)面的訪問者應(yīng)該具備的權(quán)限。如果為1，表示該頁(yè)面是User權(quán)限的，大家都可以訪問，如果為0，表示只能是Ring0中的程序能訪問；D Dirty，是否被修改；A Accessed，最近是否被訪問；AVAIL Available，可以被系統(tǒng)程序所使用；0 保留位，不能使用。這些位系統(tǒng)在訪問一個(gè)頁(yè)面時(shí)就會(huì)自動(dòng)地去判斷，如果訪問不符合規(guī)矩（如頁(yè)面根本就不存在，或者權(quán)限不對(duì)的情況），系統(tǒng)就會(huì)產(chǎn)生異常，讓系統(tǒng)去處理。頁(yè)表管理（續(xù)）頁(yè)式地址轉(zhuǎn)換的分析對(duì)于頁(yè)式地址管理，由于頁(yè)目錄以及頁(yè)表都存放在物理內(nèi)存的頁(yè)面中，要

11、進(jìn)行地址變換就勢(shì)必先要到內(nèi)存中訪問頁(yè)目錄和頁(yè)表。由于CPU和內(nèi)存速度的不匹配，這樣將勢(shì)必極大地降低系統(tǒng)的效率。為了提高地址翻譯的速度，提高系統(tǒng)的效率，x86系統(tǒng)中設(shè)計(jì)了用于地址翻譯的緩存來解決這一問題，這一緩存稱為TLB（Translation Look-aside buffer，即旁路轉(zhuǎn)換緩沖，或稱為頁(yè)表緩沖），在該緩存中存放了用于最近幾次地址翻譯的頁(yè)表項(xiàng)，由于程序執(zhí)行的局部性原理，下一次的地址轉(zhuǎn)換往往跟上一次的地址轉(zhuǎn)換采用的是同一個(gè)頁(yè)目錄表項(xiàng)和頁(yè)表項(xiàng)），同時(shí)，由于TLB跟處理器的距離更近，這樣就極大地提高了地址翻譯的效率和速度。但是，這樣做可能存在一個(gè)潛在的問題：頁(yè)目錄（表）數(shù)據(jù)項(xiàng)的不一致

12、性。以前系統(tǒng)里對(duì)應(yīng)一個(gè)線性地址只有唯一的存放在內(nèi)存中的頁(yè)目錄和頁(yè)表，用于完成翻譯的工作，但是，現(xiàn)在由于TLB的存在，系統(tǒng)可能在高速緩存中也存放了一份頁(yè)表項(xiàng)數(shù)據(jù)，用于更快地對(duì)地址進(jìn)行翻譯，大多數(shù)時(shí)候，它們是一致的，但是也有例外的情形。因?yàn)門LB中的數(shù)據(jù)對(duì)于程序員來說，是不可見的，程序?qū)τ陧?yè)表項(xiàng)或者頁(yè)目錄項(xiàng)的修改并不能馬上反映到TLB中，這樣就可能導(dǎo)致錯(cuò)誤的地址翻譯，因?yàn)闉榱颂岣叻g的速度，處理器總是盡量地采用TLB中的頁(yè)表數(shù)據(jù)進(jìn)行地址的翻譯。所以，為了避免這種數(shù)據(jù)的不一致性所導(dǎo)致的地址翻譯的錯(cuò)誤情形的出現(xiàn)，系統(tǒng)程序員就必須在對(duì)頁(yè)表進(jìn)行修改后，使TLB中舊的頁(yè)表數(shù)據(jù)失效。使其失效的辦法有兩個(gè)，一個(gè)

13、是重載CR3，使整個(gè)TLB中的數(shù)據(jù)都失效，也可以采用invlpg指令。頁(yè)表管理（續(xù)）頁(yè)目錄、頁(yè)表和數(shù)據(jù)頁(yè)的關(guān)聯(lián)Code walk and implementationpgdir_walk()page_lookup()page_remove()page_insert()boot_map_segment()頁(yè)表管理（續(xù)）pgdir_walkpte_t * pgdir_walk(pde_t *pgdir, const void *va, int create)檢查虛擬地址（應(yīng)該是線性地址）va已經(jīng)能夠用頁(yè)表（頁(yè)目錄+頁(yè)表的體系）翻譯，如果能夠，則返回該地址對(duì)應(yīng)的頁(yè)表項(xiàng)的地址；如果不能，同時(shí)creat

14、e=0的話，則返回空（NULL）；但是，如果create=1的話，為該地址創(chuàng)建對(duì)應(yīng)的頁(yè)表（因?yàn)闆]有實(shí)際物理頁(yè)面相對(duì)應(yīng)，即使創(chuàng)建，返回的頁(yè)表項(xiàng)中的地址部分也為空?。?，并返回va所對(duì)應(yīng)的頁(yè)表項(xiàng)的地址。注意：該函數(shù)返回的頁(yè)表項(xiàng)地址為內(nèi)核地址！頁(yè)表管理（續(xù)）page_lookupstruct Page * page_lookup(pde_t *pgdir, void *va, pte_t *pte_store)在頁(yè)式地址翻譯機(jī)制中查找線性地址va所對(duì)應(yīng)的物理頁(yè)面，如果找到，則返回該物理頁(yè)面，并將對(duì)應(yīng)的頁(yè)表項(xiàng)的地址放到pte_store中；如果找不到，或其他原因，則返回空（NULL）。頁(yè)表管理（續(xù)）pa

15、ge_removevoid page_remove(pde_t *pgdir, void *va)刪除線性地址va所對(duì)應(yīng)的物理頁(yè)面。注意：在刪除頁(yè)面的時(shí)候，調(diào)用的是page_decref()，僅減低該頁(yè)面的引用度，而不一定要將頁(yè)面刪除。同時(shí)，由于頁(yè)表項(xiàng)發(fā)生了修改，刪除操作完成后，應(yīng)該調(diào)用tlb_invalidate()更新TLB。頁(yè)表管理（續(xù)）page_insertint page_insert(pde_t *pgdir, struct Page *pp, void *va, int perm)這是JOS在實(shí)現(xiàn)頁(yè)面支持中最重要的一個(gè)函數(shù)，該函數(shù)的功能是將頁(yè)面管理結(jié)構(gòu)pp所對(duì)應(yīng)的物理頁(yè)面分配給線

16、性地址va。同時(shí)，將對(duì)應(yīng)的頁(yè)表項(xiàng)的permission設(shè)置成PTE_P&perm。注意：一定要考慮到線性地址va已經(jīng)指向了另外一個(gè)物理頁(yè)面或者干脆就是這個(gè)函數(shù)要指向的物理頁(yè)面的情況。如果線性地址va已經(jīng)指向了另外一個(gè)物理頁(yè)面，則先要調(diào)用page_remove將該物理頁(yè)從線性地址va處刪除，再將va對(duì)應(yīng)的頁(yè)表項(xiàng)的地址賦值為pp對(duì)應(yīng)的物理頁(yè)面。如果va指向的本來就是參數(shù)pp所對(duì)應(yīng)的物理頁(yè)面，則將va對(duì)應(yīng)的頁(yè)表項(xiàng)中的物理地址賦值重新賦值為pp所對(duì)應(yīng)的物理頁(yè)面的首地址即可。頁(yè)表管理（續(xù)）JOS的線性地址規(guī)劃頁(yè)表管理（續(xù)）按照J(rèn)OS的要求，一共有三個(gè)線性地址到物理地址的映射是必須的：UPAGES, sizeof(PAGES) = pages, sizeof(PAGES)這里PAGES代表頁(yè)面管理結(jié)構(gòu)所占用的空間；KSTACKTO