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\documentclass[a4paper]{ctexart}
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\input{mypreamble}
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\renewcommand{\mychapternum}{3}
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\renewcommand{\mylabname}{虚拟内存管理}
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\renewcommand{\mydate}{2024年5月7日}
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\begin{document}
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\mytitle
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\begin{enumerate}
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\item{\textbf{研读理解相关代码后，回答以下问题：}}
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\begin{enumerate}
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\questionandanswer[]{
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uCore 中的段页式存储管理方案与理论课中讲述的方案有何不同？
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}{
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$\mu$Core 中简化了分段机制，将逻辑地址直接恒等映射到线性地址，之后使用分页机制将线性地址通过分页映射到物理地址。由于使用了分页机制，因此需要对空闲物理块管理，对空闲物理块的管理使用了链表来管理，链表按照地址排序。
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跟我们理论课中的“段页式存储管理”和“使用链表管理存储空间”的方案相似，不同之处在于分段机制简化了，并且只使用链表管理了空闲物理块（已分配的物理块在页表中有记录，所以不需要管理）。
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}
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\questionandanswer[]{
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试简述uCore中缺页异常的处理过程，它与理论课中讲述的过程有何不同？
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}{
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在vmm.c的注释中有这样一行：
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\mint{C}| * CALL GRAPH: trap--> trap_dispatch-->pgfault_handler-->do_pgfault|
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显然，在$\mu$Core中，缺页异常从\mintinline{C}{trap}触发，之后通过\mintinline{C}{trap_dispatch}根据中断号（\mintinline{C}{tf->tf_trapno}分发给不同的处理程序，这里是缺页中断（\mintinline{C}{T_PGFLT}），所以分发给\mintinline{C}{pgfault_handler}，再调用\mintinline{C}{do_pgfault}，之后在\mintinline{C}{do_pgfault}中找到一个pte，并且分配内存或者从交换分区换入一个页面，或者由于访问权限不正确而直接返回失败。
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与理论课中讲述的过程的不同是进行了简化，取消了快表，也就是只有一级索引而没有二级索引。
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}
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\questionandanswer[]{
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为了支持页面置换，在数据结构Page中添加了哪些字段，其作用是什么？
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}{}
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{\kaishu
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\begin{minted}[fontsize=\zihao{-5}]{C}
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struct Page {
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int ref; // page frame's reference counter
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uint32_t flags; // array of flags that describe the status of the page frame
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unsigned int property; // the num of free block, used in first fit pm manager
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list_entry_t page_link; // free list link
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list_entry_t pra_page_link; // used for pra (page replace algorithm)
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uintptr_t pra_vaddr; // used for pra (page replace algorithm)
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};
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\end{minted}
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添加了\mintinline{C}{pra_page_link}和\mintinline{C}{pra_vaddr}这两个字段，\mintinline{C}{pra_page_link}是用来将物理块组织成FIFO队列（使用链表实现）用来进行页面置换的，\mintinline{C}{pra_vaddr}是物理块对应的虚拟地址，用来记录访问哪个虚拟地址的时候产生的缺页，以便进行页面置换。
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}
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\questionandanswer[]{
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请描述页目录项页(PDE)和页表目录项(PTE)的组成部分对uCore实现页面置换算法的潜在用处。请问如何区分未映射的页表表项与被换出页的页表表项？请描述被换出页的页表表项的组成结构。
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}{
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用处在于记录某个页面在内存中还是在外存对换区中，以及对应物理地址（在内存中）或者offset（在外存对换区中），在下次页面换入或换出时确保页面被放到正确的位置上。
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由于未映射的页表表项全是0，所以被换出的页的offset从1开始以区分。这样如果页表表项全是0就说明是未映射，如果在offset（高24位）中存在1，那么就是被换出的。
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被换出页的页表表项复用了pte的结构，在\mintinline{C}{memlayout.h}中有这样一行：
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\mint{C}|typedef pte_t swap_entry_t; //the pte can also be a swap entry|
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再根据示意图：
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\begin{center}
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\includegraphics[width=0.5\linewidth]{imgs/2024-05-10-08-49-47.png}
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\end{center}
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可以看到其高24位为offset，代表在外存对换区里的位置；存在位（最低位）为0，表示此页面不存在对应的物理块；中间的7位都保留暂不使用。
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}
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\end{enumerate}
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\item \textbf{程序设计与实现的基本思路}
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\begin{enumerate}
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{\kaishu
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\item 在$\mu$Core中原先实现的是FIFO页面置换算法，这里要改成第二次机会页面置换算法，可以发现页面的组织方式不需要更改，仍然使用链表，每次插入页面时仍然是添加到链表头部不需要更改，只需要更改换出页面的算法即可。
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\begin{center}
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\includegraphics[width=0.9\linewidth]{imgs/2024-05-10-09-00-25.png}
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\end{center}
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\item 课上讲的这张示意图，右侧是链表的头部，左侧是链表的尾部，每次插入的页面在最右侧即链表的头部。当需要换出页面时，从左侧（链表尾部）取出一个页面，如果这个页面的访问位是1，那么将其访问位改为0，并放到右侧（链表头部）。接着再从左侧（链表尾部）检测下一个页面，直到找到一个访问位为0页面的作为换出的页面。所以可以写出代码如下：
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\begin{minted}{C}
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// 从后往前，最后面的是最早访问的
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list_entry_t *current = head->prev;
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list_entry_t *le = NULL;
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for (; current != head; current = current->prev) {
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pte_t *ptep = get_pte(mm->pgdir, le2vma(current, vm_start), 0);
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if (*ptep & PTE_A) { // 访问位为1
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*ptep &= !PTE_A; // 清除访问位
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list_del(current); // 从链表中移除
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list_add(head, current); // 添加到链表头部
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} else {
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le = current;
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break;
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}
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}
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\end{minted}
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\mintinline{C}{le}即为最终的找到的用来换出的页面。
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\item 当然，还需要完善一些问题。当页面只有一个并且访问位为1时，从链表中移除此页面再放入后链表结构并未改变，所以下一次的\mintinline{C}{current}指向链表头结点，循环退出了，但此时\mintinline{C}{le}还是空的！但期望的返回结果应该是这一个页面，所以需要对这种情况进行处理：
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\begin{minted}{C}
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if (le == NULL) {
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le = head->prev; // 循环一遍找不到就最后一个
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}
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\end{minted}
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当循环一遍仍然找不到可以换出的页面的时候就选择最后一个页面（和FIFO一样）作为换出的页面。当然，其实使用第二次机会页面置换算法的话，页面大于一个的时候必定能找到一个换出的页面的（请自行验证），而且也不会出现页面为0个情况（总不能页表数量为0吧），所以其实这样就只是解决了页面只有一个时的异常。
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\item 测试代码\mintinline{C}{_fifo_check_swap}仍然需要修改，因为使用第二次机会页面置换算法，缺页次数肯定与FIFO算法不尽相同。测试代码中的\mintinline{C}{pgfault_num}即为缺页次数。
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\item 由于时间紧迫，一些细节可能没有考虑周到，如有发现错误欢迎在下方的链接中提Issue。
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}
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\end{enumerate}
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\myitem{代码}{
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\item \url{https://gitea.shuishan.net.cn/10213903403/os_kernel_lab}
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\item 也可以看上传的附件。
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\end{enumerate}
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\end{document}
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