完成 kern/kmap.c 文件中的下面几个函数，可以使用 check_page_free_list()和check_page_alloc()函数检查内存分配是否成功：
boot_alloc()
mem_init() (only up to the call to check_page_free_list(1))
page_init()
page_alloc()
page_free()
其中boot_alloc只在JOS建立虚拟内存系统的时候使用，后续的内存分配用的是page_alloc()函数。需要注意的是这里只是将可以使用的空闲内存地址返回，并没有真正的操作物理内存。
static void *
boot_alloc(uint32_t n)
{
static char *nextfree;
char *result;
if (!nextfree) {
extern char end[];
nextfree = ROUNDUP((char *) end, PGSIZE);
}
cprintf("boot_alloc, nextfree:%x\n", nextfree);
result = nextfree;
if (n != 0) {
nextfree = ROUNDUP(nextfree + n, PGSIZE);
}
return result;
}
注释掉那行panic代码，加入pages的初始化代码:
// panic("mem_init: This function is not finished\n");
pages = (struct PageInfo *)boot_alloc(sizeof(struct PageInfo) * npages);
从空闲链表取第一个，并更新链表头指向下一个空闲位置，如果指定了alloc_flag，则将PageInfo结构对应的那4KB内存区域清零(用page2kva(page)可以得到对应页面的虚拟地址):
struct PageInfo *
page_alloc(int alloc_flags)
{
if (page_free_list) {
struct PageInfo *result = page_free_list;
page_free_list = page_free_list->pp_link;
if (alloc_flags & ALLOC_ZERO) {
memset(page2kva(result), 0, PGSIZE);
}
return result;
}
return NULL;
}
释放对应页面，将该页面对应的PageInfo项加入page_free_list链表头部。
void
page_free(struct PageInfo *pp)
{
assert(pp->pp_ref == 0 && pp->pp_link == NULL);
pp->pp_link = page_free_list;
page_free_list = pp;
}
初始化pages，设置空闲链表，一旦初始化好页面后，后续的页面分配用 page_alloc，不要再用boot_alloc。
void
page_init(void)
{
// 1）第0页不用，留给中断描述符表
// 2）第1-159页可以使用，加入空闲链表（npages_basemem为160，即640K以下内存)
// 3）640K-1M空间保留给BIOS和显存，不能加入空闲链表
// 4）1M以上空间中除去kernel已经占用的页，其他都可以使用
size_t i;
for (i = 1; i < npages_basemem; i++) {
pages[i].pp_ref = 0;
pages[i].pp_link = page_free_list;
page_free_list = &pages[i];
}
char *nextfree = boot_alloc(0);
size_t kern_end_page = PGNUM(PADDR(nextfree));
cprintf("kern end pages:%d\n", kern_end_page);
for (i = kern_end_page; i < npages; i++) {
pages[i].pp_ref = 0;
pages[i].pp_link = page_free_list;
page_free_list = &pages[i];
}
}
熟悉80386手册的第5，6章，熟悉分页和分段机制以及基于页的保护机制，理论篇已经总结。
熟悉qemu的调试命令，使用 CTRL+a+c 进入monitor模式，可以输入命令 info pg查看页表项，使用info mem查看内存概要，使用 xp /Nx paddr 查看物理地址处的内容，与 gdb 的 p /Nx vaddr 可以验证对应地址的数据是否一致。
前面我们只是完成了页表管理的结构如空闲链表page_free_list和页表数组pages的初始化，现在需要加入页表管理的函数。
根据虚拟地址va找到对应的页表项地址。如果指定了create标志，则如果物理页不存在的时候分配新的页，并设置页目录项的值为新分配页的物理地址。
pte_t *
pgdir_walk(pde_t *pgdir, const void *va, int create)
{
int pde_index = PDX(va);
int pte_index = PTX(va);
pde_t *pde = &pgdir[pde_index];
if (!(*pde & PTE_P)) {
if (create) {
struct PageInfo *page = page_alloc(ALLOC_ZERO);
if (!page) return NULL;
page->pp_ref++;
*pde = page2pa(page) | PTE_P | PTE_U | PTE_W;
} else {
return NULL;
}
}
pte_t *p = (pte_t *) KADDR(PTE_ADDR(*pde));
return &p[pte_index];
}
映射虚拟地址va到物理地址pa，映射大小为size，所做操作就是找到对应的页表项地址，设置页表项的值为物理地址pa(pa是4KB对齐的，对应该页的首地址)。用到上一个函数pgdir_walk找虚拟地址对应的页表项地址。
static void
boot_map_region(pde_t *pgdir, uintptr_t va, size_t size, physaddr_t pa, int perm)
{
int pages = PGNUM(size);
for (int i = 0; i < pages; i++) {
pte_t *pte = pgdir_walk(pgdir, (void *)va, 1);
if (!pte) {
panic("boot_map_region panic: out of memory");
}
*pte = pa | perm | PTE_P;
va += PGSIZE, pa += PGSIZE;
}
}
查找虚拟地址va对应的页表项，并返回页表项对应的PageInfo结构。
struct PageInfo *
page_lookup(pde_t *pgdir, void *va, pte_t **pte_store)
{
pte_t *pte = pgdir_walk(pgdir, va, 0);
if (!pte || !(*pte & PTE_P)) {
return NULL;
}
if (pte_store) {
*pte_store = pte;
}
return pa2page(PTE_ADDR(*pte));
}
从页表中移除虚拟地址va对应的物理页映射。需要将PageInfo的引用pp_ref减1，并设置对应页表项的值为0，最后调用tlb_invalidate使tlb中该页缓存失效。
void
page_remove(pde_t *pgdir, void *va)
{
pte_t *pte;
struct PageInfo *page = page_lookup(pgdir, va, &pte);
if (!page || !(*pte & PTE_P)) {
return;
}
*pte = 0;
page_decref(page);
tlb_invalidate(pgdir, va);
}
映射虚拟地址va到pp对应的物理页。如果之前该虚拟地址已经存在映射，则要先移除原来的映射。注意pp_ref++要在page_remove之前执行，不然在page_remove会导致pp_ref减到0从而page_free该页面，该页面后续会被重新分配使用而报错。
int
page_insert(pde_t *pgdir, struct PageInfo *pp, void *va, int perm)
{
pte_t *pte = pgdir_walk(pgdir, va, 1);
if (!pte) {
return -E_NO_MEM;
}
pp->pp_ref++;
if (*pte & PTE_P) {
page_remove(pgdir, va);
}
*pte = page2pa(pp) | perm | PTE_P;
return 0;
}
映射 UPAGES, KSTACK, KERNBASE等虚拟地址空间到物理内存。注意一点就是KSTACK映射的bootstack是在内核里面分配好的，所以它在物理内存地址要在 UPAGES 映射的物理地址pages 之前的一段区域。
boot_map_region(kern_pgdir, UPAGES, PTSIZE, PADDR(pages), PTE_U);
boot_map_region(kern_pgdir, KSTACKTOP-KSTKSIZE, KSTKSIZE, PADDR(bootstack), PTE_W);
// -KERNBASE转换为uint类型正好是 2**32 - KERNBASE
boot_map_region(kern_pgdir, KERNBASE, -KERNBASE, 0, PTE_W);
假定下面代码运行正确，那么变量x的类型应该是 uintptr_t 还是 physaddr_t?
mystery_t x;
char* value = return_a_pointer();
*value = 10;
x = (mystery_t) value;
在代码中我们操作的都是虚拟地址，因此x类型应该是 uintptr_t。
哪些页目录已经被填充好，它们的地址映射是怎么样的？基本就是 Exercize 5 中做的地址映射。
我们将用户和内核环境放在了同一个地址空间，如何保证用户程序不能读取内核的内存？ 内核空间内存的页表项的perm没有设置PTE_U，需要CPL为0-2才可以访问。而用户程序的CPL为3，因为权限不够用户程序读取内核内存时会报错。
JOS最大可以支持多大的物理内存，为什么？ 2GB，因为 UPAGES 大小最大为4MB，而每个PageInfo大小为8B，所以可以最多可以存储512K个PageInfo结构体，而每个PageInfo对应4KB内存，所以最多 512K*4K = 2G内存。
如果我们真有这么多物理内存，用于管理内存额外消耗的内存空间有多大？
如果有2GB内存，则物理页有512K个，每个PageInfo结构占用8字节，则一共是4MB。页目录需要 512*8=4KB，而页表包括512K个页表项，每项4字节共需要512K*4=2MB存储，所以额外消耗的内存为 6MB + 4KB。
EIP什么时候开始从低地址空间(1M多一点)的地方跳转到高地址（KERNBASE之上）运行的，为什么这一步是正常的而且是必要的？
从 kern/entry.S 中的 jmp *%eax语句之后就开始跳转到高地址运行了。因为在entry.S中我们的cr3加载的是entry_pgdir，它将虚拟地址 [0, 4M)和[KERNBASE, KERNBASE+4M)都映射到了物理地址 [0, 4M)，所以能保证正常运行。
而在我们新的kern_pgdir加载后，并没有映射低位的虚拟地址 [0, 4M)，所以这一步跳转是必要的。
其他几个比较难，实现下showmappings, setperm，showvm方便调试。
void
pte_print(pte_t *pte)
{
char perm_w = (*pte & PTE_W) ? 'W' : '-';
char perm_u = (*pte & PTE_U) ? 'U' : '-';
cprintf("perm: P%c%c\n", perm_w, perm_u);
}
int
mon_showmappings(int argc, char **argv, struct Trapframe *tf)
{
if (argc < 3) {
cprintf("Usage: showmappings begin_addr end_addr\n");
return 0;
}
uint32_t begin = strtol(argv[1], NULL, 16);
uint32_t end = strtol(argv[2], NULL, 16);
if (begin > end) {
cprintf("params error: begin > end\n");
return 0;
}
cprintf("begin: %x, end: %x\n", begin, end);
for (; begin <= end; begin += PGSIZE) {
pte_t *pte = pgdir_walk(kern_pgdir, (void *) begin, 0);
if (!pte || !(*pte & PTE_P)) {
cprintf("va: %08x not mapped\n", begin);
} else {
cprintf("va: %08x, pa: %08x, ", begin, PTE_ADDR(*pte));
pte_print(pte);
}
}
return 0;
}
int
mon_setperm(int argc, char **argv, struct Trapframe *tf)
{
if (argc < 4) {
cprintf("Usage: setperm addr [0|1] [P|W|U]\n");
return 0;
}
uint32_t addr = strtol(argv[1], NULL, 16);
pte_t *pte = pgdir_walk(kern_pgdir, (void *)addr, 0);
if (!pte || !(*pte & PTE_P)) {
cprintf("va: %08x not mapped\n", addr);
} else {
cprintf("%x before set, ", addr);
pte_print(pte);
uint32_t perm = 0;
char action = argv[2][0];
char perm_param = argv[3][0];
switch(perm_param) {
case 'P':
perm = PTE_P;
break;
case 'W':
perm = PTE_W;
break;
case 'U':
perm = PTE_U;
break;
}
cprintf("perm_param:%c, action:%c, perm:%d\n", perm_param, action, perm);
if (action == '0') {
*pte = *pte & ~perm;
} else {
cprintf("set perm %d\n", perm);
*pte = *pte | perm;
}
cprintf("%x after set, ", addr);
pte_print(pte);
}
return 0;
}
int
mon_showvm(int argc, char **argv, struct Trapframe *tf)
{
if (argc < 3) {
cprintf("Usage: showvm addr n\n");
return 0;
}
void** addr = (void**) strtol(argv[1], NULL, 16);
uint32_t n = strtol(argv[2], NULL, 10);
int i;
for (i = 0; i < n; i++) {
cprintf("vm at %x is %x\n", addr+i, addr[i]);
}
return 0;
}