BUAA-OS Lab3 实验笔记

上一篇中阐述了本实验中物理内存、虚拟内存的管理方式。

物理内存：页控制块数组中，每一项代表一页物理内存；使用基于双向链表结构的空闲链表page_free_list管理空闲页面，实现页控制块的申请和释放，此时，page_free_list可视作一个资源池。
虚拟内存：当使用kuseg地址空间的虚拟地址访问内存时，CPU会通过TLB将其转换为物理地址；当TLB中查询不到对应的物理地址时，就会触发TLB Miss异常。这时将跳转到异常处理函数，执行TLB重填。

现在，我们进入创建和调度进程的环节。

进程

我们编写的代码是一个存储在硬盘的静态文件，通过编译后生成⼆进制可执行文件；当我们运行该可执行文件时，它会被装载到内存中，接着 CPU 会执⾏程序中的每⼀条指令，那么这个运⾏中的程序，就被称为进程。进程的定义：进程是具有独立功能的程序在⼀个数据集合上运⾏的过程，是系统进行资源分配和调度的⼀个独立单位。

在本实验中未实现线程，因此进程同时是基本的分配单元和执行单元。

进程控制块`Env`

统通过进程控制块PCB描述进程的基本情况和运行状态，进而控制和管理进程。它是进程存在的唯一标识，包含以下信息：

进程描述信息：进程标识符，用户标识符；

进程控制和管理信息：进程当前状态，进程优先级；

进程资源分配清单：有关内存地址空间或虚拟地址空间的信息，所打开⽂件的列表和所使⽤的 I/O 设备信息；

CPU相关信息：当进程切换时，CPU寄存器的值都被保存在相应PCB中，以便CPU重新执⾏该进程时能从断点处继续执⾏。

PCB 通常是通过链表的⽅式进⾏组织，把具有相同状态的进程链在⼀起，组成各种队列。

struct Env {
	struct Trapframe env_tf;	 // 进程切换前，保存的当前进程上下文环境
	LIST_ENTRY(Env) env_link;	 // 类似于pp_link，用于构造：空闲进程链表env_free_list
	u_int env_id;			 // 唯一进程标识符
	u_int env_asid;			 // 进程的ASID
	u_int env_parent_id;		 // 父进程ID
	u_int env_status;		 // 进程状态：ENV_FREE；ENV_NOT_RUNNABLE；ENV_RUNNABLE
	Pde *env_pgdir;			 // 进程页目录的内核虚拟地址
	TAILQ_ENTRY(Env) env_sched_link; // 用于构造：调度队列 env_sched_list
	u_int env_pri;			 // 进程的优先级

	......
};

补充：

Trapframe结构体：在发生进程调度或陷入内核时，保存当前进程的上下文环境。
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struct Trapframe {
	/* Saved main processor registers. */
	unsigned long regs[32];

	/* Saved special registers. */
	unsigned long cp0_status;
	unsigned long hi;
	unsigned long lo;
	unsigned long cp0_badvaddr;
	unsigned long cp0_cause;
	unsigned long cp0_epc;
};
env_status字段取值：

ENV_FREE：当前进程处于空闲状态，位于空闲链表中；

ENV_NOT_RUNNABLE：当前进程处于阻塞状态，转为就绪状态后，才能被CPU调度；

ENV_RUNNABLE：当前进程处于执行状态/就绪状态。

env_sched_link使用结构体TAILQ_ENTRY，实现双端队列。支持头部、尾部的插入和取出。

进程的标识

进程标识符

操作系统通过进程标识符来识别进程，对应Env结构体中的env_id域，在进程创建时被赋予。

进程标识符的生成函数如下：
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#define LOG2NENV 10
u_int mkenvid(struct Env *e) {
	static u_int i = 0;
	return ((++i) << (1 + LOG2NENV)) | (e - envs);
}
该函数在env_alloc中被调用：e->env_id=mkenvid(e);用于初始化进程块时，分配标识符

进程的ASID

env_asid 域记录进程的 ASID，即进程虚拟地址空间的标识。

那么，为什么要额外引入ASID呢？

系统中并发执行多个拥有不同虚拟地址空间的进程，分别具有不同的页表；而 CPU 的 MMU 使用 TLB 缓存虚拟地址映射关系，不同页表拥有不同的虚拟地址映射。

因此，不同进程的虚拟地址，可以对应相同的虚拟页号。

当 CPU 切换页表，TLB 中仍可能缓存有之前页表的虚拟地址映射关系，为了避免这些无效映射关系导致错误的地址翻译，早期操作系统实现在 CPU 每次切换页表时，无效化所有 TLB 表项。

然而，这种实现导致频繁的 TLB Miss，影响处理器性能。现代的 CPU 及操作系统，采用ASID 解决上述问题。ASID 用于标识虚拟地址空间，同时并发执行的多个进程具有不同 ASID，以方便 TLB 标识其虚拟地址空间。

Lab2中提到：在4Kc中，TLB由⼀组Key +两组Data 组成，构建映射：< VPN, ASID > TLB---> < PFN, N, D, V, G >。对于每一个进程，都有ASID 标识的虚拟地址空间下的一套独立 TLB 缓存。因此，切换页表时，操作系统不必再清空所有TLB表项。

那么，ASID何时分配和回收呢？

初始化进程块时创建：在env_alloc函数中有：

if(asid_alloc(&e->env_asid)==-E_NO_FREE_ENV) return -E_NO_FREE_ENV;

ASID分配函数：asid_alloc（采用位图法：共256个可⽤的ASID,0~7位表示）

static int asid_alloc(u_int *asid) {
	for (u_int i = 0; i < NASID; ++i) {
		int index = i >> 5;
		int inner = i & 31;	//inner为i的低5位
	//定义:static uint32_t asid_bitmap[NASID / 32] = {0};
	//asid_bitmap每个元素32位,对应32个ASID的分配状态
		if ((asid_bitmap[index] & (1 << inner)) == 0) {	//未分配
			asid_bitmap[index] |= 1 << inner;	//标为已分配
			*asid = i;
			return 0;
		}
	}
	return -E_NO_FREE_ENV;
}

进程

进程控制块Env

进程的标识

进程标识符

进程的ASID

进程控制块`Env`