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lab 2 直接执行make qemu-nox会显示 assert 失败:
我要评论kernel panic at kern/mm/default_pmm.c:277:
assertion failed: (p0 = alloc_page()) == p2 - 1
对物理内存的管理,为了节省空间,也是为了配合接下来的虚拟内存管理,通常以某个比 byte 大一些的单位进行管理,我们称这一单位内存为一"页(page)",通常是 4kb.待 pages 初始化完毕后,物理内存示意图如下:
其中绿色代表可以分配的内存,红色代表不可被分配的内存.注意,ucore规定物理内存可用范围最大不超过kernsize.函数page_init的主要作用就是初始化pages也就是所有page的所有信息.
注意,pages以全局指针的形式存在,因为最开始无法知道 page 的数量,所以无法写成数量确定的数组.此数量必须尽快确认,否则后期无法管理.
如何确定 page 的数量npage呢?
npages可由最大物理内存边界/pgsize 得出.
而最大物理内存边界可以借助 bios 可以探测并计算出来,参考和.可以获取到最大可用物理内存边界maxpa, 但maxpa 最终必须<=kmemsize.
于是确认了npage和pages:
npage = maxpa / pgsize; pages = (struct page *)roundup((void *)end, pgsize);// 从end向上取整页
每个page 的状态即其四个字段:
struct page {
int ref; // 虚存引用计数, 实际上是被页表项引用的数量.每有一个页表项指向此 page,ref 就+1
uint32_t flags; // 当前页状态位.解释见下
unsigned int property; // (对于 first fit)用于可用区域内存的第一个 page,记录其之后有多少个 page 是 free 的
list_entry_t page_link; // 上/下一个空闲 page
};
对于状态的解释 : 在当前阶段,此字段理解为是否可用.通过setpagereserved来标记其为保留(即不可用)的.
注意使用free_list作为双良链表的表头,应使用相关函数维护好关系.
参考
参考 严蔚敏老师的 数据结构(c 语言版) 8.2 节 "首次拟合法".
first fit 算法要求空闲 block 按起始地址有序排列.
default 系列的内存管理函数,注释已经描述的非常清楚了,这里再描述下算法原理.
first-fit 的分配算法, 核心步骤如下:
释放的情况比较多,释放page后有四种情况:
完成函数:
pte_t *
get_pte(pde_t *pgdir, uintptr_t la, bool create) {
此函数的作用是向上提供一个几乎透明的操作,返回指定 linear address 对应的 page table entry.注意写这个函数时有坑,此函数并非要初始化对应的页表项,而是单纯的获取其地址! 初始化页表项的在boot_map_segment中进行.
得到 page dir 的 index: pdx(la),于是对应的 pde 是 pgdir[pdx(la)].
考察 pde 具体的结构:
高 20 位是 page table 地址.
pgdir[psx(la)]& ~0xfff即可得到 page table 的物理地址.
在取值之前,首先要判断存在位pte_p.
当前的页目录是__boot_pgdir,而我们之前只初始化了虚拟地址的[0,4m)和kernbase + [0 ~ 4m)的页表,而未初始化其他部分.其他部分是 0.新申请page作为页表之后,只是把页表的(物理)基址写到 pd 项中而已.此函数可能更新pd,但不会更新pt.
pte_t *
get_pte(pde_t *pgdir, uintptr_t la, bool create) {
// 1. 由线性地址取page directory 中对应的条目
pde_t *pdep = &pgdir[pdx(la)];
// 2.1 若存在位为 0,则需要判断 create 选项.
if (!(*pdep & pte_p)) {
struct page *page;
// 2.1.1 若 create=0 则返回 null
if (!create)
return null;
// 2.1.2 若 create=1 则分配一块物理内存,作为新的页表
if (page = alloc_page() == null) {
return null;
}
// 2.1.3 设置此 page 的引用计数
set_page_ref(page, 1);
// 2.1.4 修改 page directory 项的标志位,把新页表地址写入此项.
uintptr_t pa = page2pa(page);
memset(kaddr(pa), 0, pgsize);
*pdep = pa | pte_u | pte_w | pte_p;
}
// 2.2 若存在位不为 0,则返回页表项地址.
// 1. 对 *pdep 取高 20 位得到页表(物理)基址
// 2. 用kaddr将页表物理基址换算为内核虚拟地址
// 2. 从页表虚拟基址取 ptx(la) 个偏移量得到页表项,返回它的地址.
return &((pte_t *)kaddr(pde_addr(*pdep)))[ptx(la)];
}
编写函数:
// 释放给定页表ptep关联的page // 去使能地址 la 对应的 tlb. static inline void page_remove_pte(pde_t *pgdir, uintptr_t la, pte_t *ptep)
用到函数:page_ref_dec, 即减少引用.
// 排除页表不存在的情况
if (*ptep & pte_p) {
struct page *page = pte2page(*ptep);
if (page_ref_dec(page) == 0) {
free_page(page);
}
*ptep = 0;
tlb_invalidate(pgdir, la);
}
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