操作系统 Lab 2：物理内存、页表与 TLB

#作业

实验要求

实验指导书列出的实现任务为：

  1. 完成 la32r_detect_memory。
  2. 完成链表宏 LIST_INSERT_AFTER。
  3. 完成 page_init、page_alloc 和 page_free。
  4. 完成 pgdir_walk 与 page_insert。
  5. 完成 tlb_invalidate、tlb_miss_entry 和 do_tlb_invalid。

Thinking 2.1：程序中的地址是什么地址

C 指针中保存的地址，以及 LA32R 的 ld.*、st.* 指令使用的地址，是虚拟地址还是物理地址？

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两者都是虚拟地址。

Thinking 2.2：链表宏与三类链表

  1. 从可重用性角度说明用宏实现链表的好处。
  2. 比较单向链表、循环链表与本实验双向链表的插入和删除性能。
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宏可以封装链表操作，减少重复代码并提高可读性。

  • 单向链表：删除元素、在元素前插入通常需要遍历；在已知元素之后插入可直接完成。
  • 循环链表：可以直接在尾部插入，其余性质与单向链表相近。
  • 双向链表：已知元素时可直接在它前后插入或删除，但该实现访问尾元素仍需遍历。

Thinking 2.3：Page_list 的展开结构

阅读 include/queue.h 与 include/pmap.h，选择 Page_list 的正确展开结构。

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选择 C。

Thinking 2.4：ASID

  1. 从虚拟内存实现角度说明 ASID 的必要性。
  2. 根据 LA32R ASID 字段位数，说明最多能容纳多少个不同地址空间。
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不同进程拥有不同页表。同一个虚拟地址在不同进程中可能映射到不同物理地址；若没有 ASID，TLB 项可能被错误复用。

ASID 占 10 位，最多区分 1024 个地址空间。

Thinking 2.5：tlb_invalidate

用一句话概括 tlb_invalidate 的作用，并逐行解释其中的汇编代码。

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它在页表内容改变后，使对应 TLB 项及时失效。

LEAF(tlb_invalidate)
    invtlb 0x6, a0, a1  # 使虚拟地址与 ASID 对应的 TLB 项失效
    jr ra               # 返回调用者
END(tlb_invalidate)

Thinking 2.6：x86 与 LA32R 内存管理

简述 x86 内存管理，并比较 x86 与 LA32R。

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x86 传统上把分段和分页结合起来：段选择子经 GDT/LDT 把逻辑地址变为线性地址，再由多级页表把线性地址转换成物理地址；现代系统主要依赖分页，并由硬件遍历页表、TLB 加速转换。

LA32R 主要依赖分页，不使用 x86 式分段。实验中的页表和地址空间布局更精简，TLB 未命中由软件处理，操作系统负责页表遍历与 TLB 填充。

我当时记录的难点与体会

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我当时的主要难点是理解实验代码的封装关系，以及真正建立页式管理的完整图景。完成实验后，我对物理页管理、两级页表和 TLB 的联系有了明显更具体的认识。

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