ucore实验3实验报告由刀豆文库小编整理，希望给你工作、学习、生活带来方便，猜你可能喜欢“ucore答案实验报告”。
LAB3实验报告
实验目的：
了解虚拟内存的Page Fault异常处理实现 了解页替换算法在操作系统中的实现 实验内容：
本次实验是在实验二的基础上，借助于页表机制和实验一中涉及的中断异常处理机制，完成Page Fault异常处理和FIFO页替换算法的实现，结合磁盘提供的缓存空间，从而能够支持虚存管理，提供一个比实际物理内存空间“更大”的虚拟内存空间给系统使用。这个实验与实际操作系统中的实现比较起来要简单，不过需要了解实验一和实验二的具体实现。实际操作系统系统中的虚拟内存管理设计与实现是相当复杂的，涉及到与进程管理系统、文件系统等的交叉访问。如果大家有余力，可以尝试完成扩展练习，实现extended clock页替换算法。
一．练习
练习0：填写已有实验
本实验依赖实验1/2。请把你做的实验1/2的代码填入本实验中代码中有“LAB1”,“LAB2”的注释相应部分。
练习1：给未被映射的地址映射上物理页
完成do_pgfault（mm/vmm.c）函数，给未被映射的地址映射上物理页。设置访问权限 的时候需要参考页面所在VMA的权限，同时需要注意映射物理页时需要操作内存控制 结构所指定的页表，而不是内核的页表。注意：在LAB2 EXERCISE 1处填写代码。执行
make qemu后，如果通过check_pgfault函数的测试后，会有“check_pgfault()succeeded!”的输出，表示练习1基本正确。
请在实验报告中简要说明你的设计实现过程。请回答如下问题： 请描述页目录项（Pag Director Entry）和页表（Page Table Entry）中组成部分对ucore实现页替换算法的潜在用处。
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？
问题分析：当启动分页机制以后，如果一条指令或数据的虚拟地址所对应的物理页不在内存中，或者访问权限不够，那么就会产生页错误异常。其具体原因有以下三点： 1.页表项全为0——虚拟地址与物理地址为建立映射关系或已被撤销。2.物理页面不在内存中——需要进行换页机制。3.访问权限不够——应当报错。
根据以上三点错误原因，完成页错误处理函数do——pgfault()。
大体思路：do_pgfault()函数从CR2寄存器中获取页错误异常的虚拟地址，根据error code来查找这个虚拟地址是否在某一个VMA的地址范围内，并且具有正确的权限。如果满足上述两个要求，则需要为分配一个物理页。程序代码：
Kern/mm/vmm.c中do_pgfault()函数的EXERCISE 1修改如下： //尝试找到pte, 如果对应的页表项PT不存在则创建一个
//这里调用函数get_pte(pde_t *pgdir, uintptr_t la, bool create), 其中create=1表示若PT不存在则允许创建
if((ptep = get_pte(mm->pgdir, addr, 1))== NULL){//尝试查找页表入口
cprintf(“get_pte in do_pgfault failedn”);//如果找不到入口，是非法访问，退出
goto failed;
}
//如果物理地址不存在，则建立一个逻辑地址和物理地址的映射 //perm为VMA的权限
if(*ptep == 0){ //尝试申请一个页，如果申请失败就是内存不足了，退出
if(pgdir_alloc_page(mm->pgdir, addr, perm)== NULL){
cprintf(“pgdir_alloc_page in do_pgfault failedn”);
goto failed;
} }
思考题：
1.请描述页目录项（Page Director Entry）和页表（Page Table Entry）中组成部分对ucore实现页替换算法的潜在用处。
Ans.页目录项（pgdir）作为一个双向链表存储了目前所有的页的物理地址和逻辑地址的对应，即在实内存中的所有页，替换算法中被换出的页从pgdir中选出。页表（pte）则存储了替换算法中被换入的页的信息，替换后会将其映射到一物理地址。
2.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？
Ans.产生页访问异常后，CPU把引起页访问异常的线性地址装到寄存器CR2中，并给出了出错码errorCode，说明了页访问异常的类型。ucore OS会把这个值保存在struct trapframe 中tf_err成员变量中。而中断服务例程会调用页访问异常处理函数do_pgfault进行具体处理。
练习2：补充完成基于FIFO的页面替换算法（需要编程）完成vmm.c中的do_pgfault函数，并且在实现FIFO算法的swap_fifo.c中完成map_swappable和swap_out_vistim函数。通过对swap的测试。注意：在LAB2 EXERCISE 2处填写代码。执行make qemu后，如果通过check_swap函数的测试后，会有“check_swap()succeeded!”的输出，表示练习2基本正确。
请在实验报告中简要说明你的设计实现过程。请在实验报告中回答如下问题： 如果要在ucore上实现“extended clock页替换算法”请给你的设计方案，现有的swap_manager框架是否足以支持在ucore中实现此算法？如果是，请给你的设计方案。如果不是，请给出你的新的扩展和基此扩展的设计方案。并需要回答如下问题 需要被换出的页的特征是什么？
在ucore中如何判断具有这样特征的页？ 何时进行换入和换出操作？
问题分析：根据练习1，当页错误异常发生时，有可能是因为页面保存在swap区或者磁盘文件上造成的，练习2需要利用页面替换算法解决这个问题。大体思路：页面替换主要分为两个方面，页面换出和页面换入。页面换入主要在vmm.c中的do_pgfault()函数实现：页面换出主要在swap_fifo.c中的swap_out_vistim()函数实现。
在换入时，需要先检查产生访问异常的地址是否属于某个vma表示的合法虚拟地址，并且保存在硬盘的swap文件中(对应的PTE的高24位不为0)。如果满足以上两点，则执行swap_in()函数换入页面。
换出则相对简单，当申请空闲页面时，alloc_pages()函数不能获得空闲页，则需要调用swap_out()函数函数换出不常用的页面。程序代码：
Kern/mm/vmm.c中do_pgfault()函数的EXERCISE 2修改如下： else {
//如果pte是需要交换的表项，那么就从硬盘的物理地址将数据读到页中
//然后调用page_insert()建立物理地址和逻辑地址映射
if(swap_init_ok){
struct Page *page=NULL;//根据mm结构和addr地址，尝试将硬盘中的内容换入至page中 //此时的page还没有加入到队列中
if((ret = swap_in(mm, addr, &page))!= 0){//ret=0表示swap_in()正常运行结束
cprintf(“swap_in in do_pgfault failedn”);
goto failed;
}
//建立虚拟地址合物理地址之间的对应关系
page_insert(mm->pgdir, page, addr, perm);//将此页面设置成可交换的swap_map_swappable(mm, addr, page, 1);
}
else {
cprintf(“no swap_init_ok but ptep is %x, failedn”,*ptep);
goto failed;}
Kern/mm/swap_fifo.c中的EXERCISE 2修改如下：
_fifo_map_swappable(struct mm_struct *mm, uintptr_t addr, struct Page *page, int swap_in){//将最近被用到的页面添加到算法所维护的次序队列
//找到pra_list_head队列
list_entry_t *head=(list_entry_t*)mm->sm_priv;//找到被换入的页表项
list_entry_t *entry=&(page->pra_page_link);
aert(entry!= NULL && head!= NULL);
/*LAB3 EXERCISE 2: YOUR CODE*/
//将最近分配的页插入到pra_list_head队列的尾部.list_add_before(head, entry);
return 0;}
_fifo_swap_out_victim(struct mm_struct *mm, struct Page ** ptr_page, int in_tick){//查询哪个页面需要被换出
//找到pra_list_head队列
list_entry_t *head=(list_entry_t*)mm->sm_priv;
aert(head!= NULL);
aert(in_tick==0);
//选择应该被换出的页表，即FIFO中最早调入的页表
list_entry_t *le = head->next;
aert(le!= head);
/*LAB3 EXERCISE 2: YOUR CODE*/
//将换出的页表从pra_list_head队列中删除
struct Page *p = le2page(le, pra_page_link);
list_del(le);
aert(p!= NULL);
//将页的地址的地址赋值给ptr_page
*ptr_page = p;
return 0;} 思考题：如果要在ucore上实现“extended clock页替换算法”请给你的设计方案，现有的swap_manager框架是否足以支持在ucore中实现此算法？如果是，请给你的设计方案。如果不是，请给出你的新的扩展和基此扩展的设计方案。
答：目前的swap_manager框架足以支持在ucore中实现extended clock算法。
在kern/mm/mmu.h文件中有如下定义：
#define PTE_A
0x020
// Acceeed 所以(*ptep & PTE_A)即可以表明该页是否被访问过，由此实现extended clock。于是对kern/mm/vmm.h做相应的修改：
_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;
aert(head!= NULL);
aert(in_tick == 0);
list_entry_t *le = head->next;
aert(head!= le);
while(le!= head){
struct Page *p = le2page(le, pra_page_link);
pte_t *ptep = get_pte(mm->pgdir, p->pra_vaddr, 0);
if(!(*ptep & PTE_A)){ //未被访问
list_del(le);
aert(p!= NULL);
*ptr_page = p;
return 0;
}
}
*ptep ^= PTE_A;
le = le->next;} le = le->next;while(le!= head){
struct Page *p = le2page(le, pra_page_link);
pte_t *ptep = get_pte(mm->pgdir, p->pra_vaddr, 0);
list_del(le);
aert(p!= NULL);
*ptr_page = p;
return 0;} ① 需要被换出的页的特征是什么？
答：在FIFO中，需要被换出的页是目前所有页中最早被调入的那一页。
② 在ucore中如何判断具有这样特征的页？
答：需要被换出的页位于pra_list_head队列的前端，即mm->sm_priv->next指示的那一页。
③ 何时进行换入和换出操作？
答：当需要调用的页不在页表中时，并且在页表已满的情况下，需要进行换入和换出操作。
扩展练习Challenge：实现识别dirty bit的extended clock页替换算法（需要编程）问题分析：算法根据页面近期是否被修改从而决定该页面是否应当被换出。所以在查询空闲页时，需要加上对dirty bit的判断。
大体思路：当操作系统需要淘汰页时，对当前指针指向的页所对应的页表项进行查询，如果dirty bit为0，则把此页换出到硬盘上；如果dirty bit为1，则将dirty bit置为0，继续访问下一个页。程序代码：
相比较FIFO的操作，dirty bit的替换算法只需要识别出哪些页被访问过，以及哪些页被修改过即可。在kern/mm/mmu.h文件下有如下的定义：
#define PTE_A
0x020
// Acceed #define PTE_D
0x040
// Dirty 其中PTE_A和PTE_D分别是表示访问和修改的标识位，因此与*ptep求与即可判断页是否被访问或修改过。首先根据基础的extended clock算法，未被访问的页应优先考虑换出；在此基础上，由于被修改的也需要被写会硬盘，因此未被修改的页应该有限换出。因此采用多轮循环。只需要修改kern/mm/vmm.h中的_fifo_swap_out_victim()函数即可实现： _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;
aert(head!= NULL);
aert(in_tick == 0);//将head指针指向最先进入的页面
list_entry_t *le = head->next;
aert(head!= le);
//查找最先进入并且未被修改的页面
while(le!= head){
struct Page *p = le2page(le, pra_page_link);//获取页表项
pte_t *ptep = get_pte(mm->pgdir, p->pra_vaddr, 0);
//判断获得的页表项是否正确
if(!(*ptep & PTE_A)&&!(*ptep & PTE_D)){
//如果dirty bit为0，换出
//将页面从队列中删除
list_del(le);
aert(p!= NULL);//将这一页的地址存储在prt_page中
*ptr_page = p;
return 0;} le = le->next;
//未被访问，未被修改
} le = le->next;while(le!= head){
struct Page *p = le2page(le, pra_page_link);
pte_t *ptep = get_pte(mm->pgdir, p->pra_vaddr, 0);
if(!(*ptep & PTE_A)&&(*ptep & PTE_D)){ //未被访问，已被修改
list_del(le);
aert(p!= NULL);
*ptr_page = p;
return 0;
}
*ptep ^= PTE_A;//页被访问过则将PTE_A位置0
le = le->next;
}
le = le->next;
while(le!= head){
struct Page *p = le2page(le, pra_page_link);
pte_t *ptep = get_pte(mm->pgdir, p->pra_vaddr, 0);
if(!(*ptep & PTE_D)){ //未被修改，此时所有页均被访问过，即PTE_A位为0
list_del(le);
aert(p!= NULL);
*ptr_page = p;
return 0;
}
le = le->next;
}
//如果这行到这里证明找完一圈，所有页面都不符合换出条件
//那么强行换出最先进入的页面
} le = le->next;while(le!= head){
struct Page *p = le2page(le, pra_page_link);
pte_t *ptep = get_pte(mm->pgdir, p->pra_vaddr, 0);
} if(*ptep & PTE_D){ //已被修改
list_del(le);
aert(p!= NULL);//将这一页的地址存储在ptr_page中
*ptr_page = p;
return 0;} le = le->next;
运行截图：
二．实验分析与总结
本次实验主要完成ucore内核对虚拟内存的管理工作。其总体设计思路还是比较简单，即首先完成初始化虚拟内存管理机制，即需要设置好哪些页需要放在物理内存中，哪些页不需要放在物理内存中，而是可被换出到硬盘上，并涉及完善建立页表映射、页访问异常处理操作等函数实现。然后就执行一组访存测试，看看我们建立的页表项是否能够正确完成虚实地址映射，是否正确描述了虚拟内存页在物理内存中还是在硬盘上，是否能够正确把虚拟内存页在物理内存和硬盘之间进行传递，是否正确实现了页面替换算法等。
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