ucore lab2学习笔记整理

本次实验主要完成ucore内核对物理内存的管理。

ucore被启动后，需要探测系统的物理内存布局来了解哪些物理内存空间是可用的。ucore是使用e820h中断来获取内存信息，而这个中断必须在实模式下使用，因此必须在bootloader引导进入保护模式前进行，这些收集到的数据将保存在物理地址0x8000处，通过代码中定义的e820map结构体进行映射。

启动分页机制

ucore在80386中的分页机制实现了基本平坦模型的段页式内存管理，这是为后续的虚拟内存做好准备。

CR开头的寄存器为控制寄存器。

CR0寄存器包含系统控制标志，这些标志控制着处理器的运行模式和状态。分页(CR0 的第 31 位)。置 1 启用分页，置 0 不启用分页。当禁用分页时，所有的线性地址都当作物理地址对待。

CR3寄存器包含页目录表的物理基地址和二个标志(PCD和PWT)。该寄存器也被称为页目录基地址寄存器(PDBR)。ucore中用boot_cr3(mm/pmm.c)来记录这个值。

程序中使用的地址都是逻辑地址，逻辑地址/虚拟地址通过GDT/LDT可以转换为线性地址，线性地址可以通过页表来转化为物理地址。

lab2在运行中分为了4个阶段：

1、bootloader阶段，此时virt addr = linear addr = phy addr

2、第二个阶段从kern_entry开始，但是还没执行enable_paging，尚未开启分页机制之前，线性地址都是等于物理地址。此时虚拟地址到线性地址的映射更新了，新的映射关系为 virt addr - 0xC0000000 = linear addr = phy addr

3、第三个阶段从enable_paging函数开始，到执行gdt_init函数。执行完enable_paging函数中的加载CR0指令，即让CR0寄存器中的PG位置1，启动分页，接下来就是段页式的映射关系了。此时段映射还没有为分页机制的开启而再次更新调整，所以映射关系比较微妙，如下所示

virt addr - 0xC0000000 = linear addr = phy addr + 0xC0000000# 物理地址在0~4MB之外的三者映射关系

virt addr - 0xC0000000 = linear addr = phy addr# 物理地址在0~4MB之内的三者的映射关系

如上的特殊关系是因为pmm_init中的一条代码：

boot_pgdir[0] = boot_pgdir[PDX(KERNBASE)];因为页目录表中每一项代表一个页表，一个页表可以管理4MB的内存大小，因为pgdir中每一项表示4MB的物理内存地址。即线性地址从0开始的4MB和从KERNBASE开始的4MB通过分页机制映射到同一段内存空间中。

4、从get_init函数开始，此时段映射更新调整，并取消了临时的映射关系，形成了我们期望的映射关系。映射关系为virt addr = linear addr = phy addr + 0xC0000000

ucore中页的大小为4KB，每个页都是使用Page数据结构来表示。

struct Page{
int ref;//页帧的引用次数，若有一个虚拟页映射到此页上，则加一
uint32_t flags;//表示该页帧的状态
unsigned int property;//连续内存空闲块的大小，连续空闲块的首个页帧才会设置此属性
list_entry_t page_link;//通用数据结构，链表查找用的。
}

ucore使用了free_area_t这个数据结构进行管理大量零散的空闲连续内存块。

typedef struct{
list_entry_t free_list;//首个空闲连续内存快的entry
unsigned int nr_free;//此链表中的连续空闲块的个数
}free_area_t;

npage=maxpa/PGSIZE;//得到需要管理的物理页个数
pages=(struct Page *)ROUNDUP((void *)end,PGSIZE);//这个地址是bootloader加载ucore的结束地址后以PGSIZE对齐后的地址。
uintptr_t freemem = PADDR((uintptr_t)pages + sizeof(struct Page) * npage);//由于管理内存的所有页帧还需要npage个Page数据结构所以还需要腾出内存空间给Page，后续的内存地址即为空闲物理内存空间。

/* pmm_init - initialize the physical memory management */
static void
page_init(void) {struct e820map *memmap = (struct e820map *)(0x8000 + KERNBASE);//指针寻址使用的是线性虚拟地址。uint64_t maxpa = 0;
cprintf("e820map:\n");int i;//遍历memmap中的每一项for (i = 0; i < memmap->nr_map; i ++) {uint64_t begin = memmap->map[i].addr, end = begin + memmap->map[i].size;cprintf(" memory: %08llx, [%08llx, %08llx], type = %d.\n",memmap->map[i].size, begin, end - 1, memmap->map[i].type);if (memmap->map[i].type == E820_ARM) {if (maxpa < end && begin < KMEMSIZE) {maxpa = end;}}}//如果maxpa超过了定义约束的最大可用物理内存空间，则进行调整if (maxpa > KMEMSIZE) {maxpa = KMEMSIZE;}extern char end[];//end是ucore kernel加载后定义的第二个全局变量，该变量所在内存地址后续空间均没有被使用，因此以该地址为起点，存放用于管理物理内存的Page数据结构。
npage = maxpa / PGSIZE;pages = (struct Page *)ROUNDUP((void *)end, PGSIZE);
for (i = 0; i < npage; i ++) {SetPageReserved(pages + i);//遍历每一个物理页，默认标记为保留}
uintptr_t freemem = PADDR((uintptr_t)pages + sizeof(struct Page) * npage);
for (i = 0; i < memmap->nr_map; i ++) {uint64_t begin = memmap->map[i].addr, end = begin + memmap->map[i].size;if (memmap->map[i].type == E820_ARM) {if (begin < freemem) {//限制空闲地址的最小值begin = freemem;}if (end > KMEMSIZE) {//限制空闲地址的最大值end = KMEMSIZE;}if (begin < end) {//用PGSIZE对齐地址begin = ROUNDUP(begin, PGSIZE);end = ROUNDDOWN(end, PGSIZE);if (begin < end) {//空闲内存块的映射，将其纳入物理内存管理器中，用于后续的物理内存管理init_memmap(pa2page(begin), (end - begin) / PGSIZE);}}}}
}

代码部分

pte_t *
get_pte(pde_t *pgdir, uintptr_t la, bool create) {// 该函数通过线性地址来找到找到对应的页表项（二级页表项），并返回这个页表项的虚拟地址// 获得指定页目录表项的地址pde_t *pdep = &pgdir[PDX(la)];// 判断当前页目录项的Present存在位是否为1(对应的二级页表是否存在)if (!(*pdep & PTE_P)) {// 对应的二级页表不存在// *page指向的是这个新创建的二级页表基地址struct Page *page;if (!create || (page = alloc_page()) == NULL) {// 如果create参数为false或是alloc_page分配物理内存失败return NULL;}// 二级页表所对应的物理页 引用数为1set_page_ref(page, 1);// 获得被page变量管理的页帧的物理地址uintptr_t pa = page2pa(page);// 将上述指定页帧全部填满0，函数的参数要求是虚拟地址，因此需要将物理地址转化为虚拟地址memset(KADDR(pa), 0, PGSIZE);// la对应的一级页目录项进行赋值，使其指向新创建的二级页表(页表中的数据被MMU直接处理，为了映射效率存放的都是物理地址)// 或PTE_U/PTE_W/PET_P 标识当前页目录项是用户级别的、可写的、已存在的*pdep = pa | PTE_U | PTE_W | PTE_P;}// 要想通过C语言中的数组来访问对应数据，需要的是数组基址(虚拟地址),而*pdep中页目录表项中存放了对应二级页表的一个物理地址// 由于内存中的每个页帧都是4KB大小整齐分配，因此每个页帧的物理地址的低12位必然都是0，这低12位有其他作用和二级页表的地址无关//PDE_ADDR将*pdep的低12位抹零对齐(指向二级页表的起始基地址)，再通过KADDR转为内核虚拟地址，进行数组访问// PTX(la)获得la线性地址的中间10位部分，即二级页表中对应页表项的索引下标。这样便能得到la对应的二级页表项了return &((pte_t *)KADDR(PDE_ADDR(*pdep)))[PTX(la)];
}

分配物理内存页的功能由default_alloc_pages函数完成

/*** 接受一个合法的正整数参数n，为其分配N个物理页面大小的连续物理内存空间.* 并以Page指针的形式，返回最低位物理页(最前面的)。* * 如果分配时发生错误或者剩余空闲空间不足，则返回NULL代表分配失败* */
static struct Page *
default_alloc_pages(size_t n) {    assert(n > 0);if (n > nr_free) {return NULL;}struct Page *page = NULL;list_entry_t *le = &free_list;// 遍历空闲链表while ((le = list_next(le)) != &free_list) {// 将le节点转换为关联的Page结构struct Page *p = le2page(le, page_link);if (p->property >= n) {// 发现一个满足要求的，空闲页数大于等于N的空闲块page = p;break;}}// 如果page != null代表找到了，分配成功。反之则分配物理内存失败if (page != NULL) {if (page->property > n) {// 如果空闲块的大小不是正合适(page->property != n)// 按照指针偏移，找到按序后面第N个Page结构pstruct Page *p = page + n;// p其空闲块个数 = 当前找到的空闲块数量 - np->property = page->property - n;SetPageProperty(p);// 按对应的物理地址顺序，将p加入到空闲链表中对应的位置list_add_after(&(page->page_link), &(p->page_link));}// 在将当前page从空间链表中移除list_del(&(page->page_link));// 闲链表整体空闲页数量自减nnr_free -= n;// 清楚page的property(因为非空闲块的头Page的property都为0)ClearPageProperty(page);}return page;
}

static inline void
page_remove_pte(pde_t *pgdir, uintptr_t la, pte_t *ptep) {if (*ptep & PTE_P) {// 如果对应的二级页表项存在// 获得*ptep对应的Page结构struct Page *page = pte2page(*ptep);// 关联的page引用数自减1if (page_ref_dec(page) == 0) {// 如果自减1后，引用数为0，需要free释放掉该物理页free_page(page);}// 清空当前二级页表项(整体设置为0)*ptep = 0;// 由于页表项发生了改变，需要TLB快表tlb_invalidate(pgdir, la);}
}

释放物理内存页的功能由default_free_pages函数完成

/*** 释放掉自base起始的连续n个物理页,n必须为正整数* */
static void
default_free_pages(struct Page *base, size_t n) {assert(n > 0);struct Page *p = base;// 遍历这N个连续的Page页，将其相关属性设置为空闲for (; p != base + n; p ++) {assert(!PageReserved(p) && !PageProperty(p));p->flags = 0;set_page_ref(p, 0);}// 由于被释放了N个空闲物理页，base头Page的property设置为nbase->property = n;SetPageProperty(base);// 下面进行空闲链表相关操作list_entry_t *le = list_next(&free_list);// 迭代空闲链表中的每一个节点while (le != &free_list) {// 获得节点对应的Page结构p = le2page(le, page_link);le = list_next(le);if (base + base->property == p) {// 如果当前base释放了N个物理页后，尾部正好能和Page p连上，则进行两个空闲块的合并base->property += p->property;ClearPageProperty(p);list_del(&(p->page_link));}else if (p + p->property == base) {// 如果当前Page p能和base头连上，则进行两个空闲块的合并p->property += base->property;ClearPageProperty(base);base = p;list_del(&(p->page_link));}}// 空闲链表整体空闲页数量自增nnr_free += n;le = list_next(&free_list);// 迭代空闲链表中的每一个节点while (le != &free_list) {// 转为Page结构p = le2page(le, page_link);if (base + base->property <= p) {// 进行空闲链表结构的校验，不能存在交叉覆盖的地方assert(base + base->property != p);break;}le = list_next(le);}// 将base加入到空闲链表之中list_add_before(le, &(base->page_link));
}