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本篇接着上一篇对kernel的分析。
（5）pte_t * pgdir_walk(pde_t *pgdir, const void *va, int create)
这个函数是整个JOS操作系统页式内存管理最重要的函数。在这个函数中，JOS的设计者要求我们对于给定的一个页目录“pgdir”，返回线性地址（这是虚拟地址）“va”对应的页表入口地址。先用MIT自己的一张图来解释下整个地址转换的过程：
在本函数中，返回值就是上图Page Table中的<PPN Flags>，整个过程显然需要两次查表，一次是查Page Directory，另一次是查Page Table。但是有一个问题是，虚拟地址“va”对应的页目录项可能为空（NULL），即对应的二级页表（Page Table）尚未创建，这时我们就要根据create参数来决定是否分配一张二级页表。这里有个必须强调的细节：无论是页目录（Page Directory，即一级页表）还是页表（Page Table，即二级页表），保存的都是物理地址而不是虚拟地址。因为整个地址的转换实际上是由qemu模拟的mmu（Memory Management Unit，内存管理单元）硬件实现的，如果保存的是虚拟地址，就增加了mmu查表的次数，显然会影响kernel的速度。但是，kernel访问表和表项时又只能通过虚拟地址，这时我们可以用“kern/pmap.h”中的另一个函数page2kva()。
具体实现的代码如下：
pte_t *
pgdir_walk(pde_t *pgdir, const void *va, int create)
{
// Fill this function in //test output
//cprintf(">> pgdir_walk() was called!\n"); pte_t *result;
if (pgdir[PDX(va)] == (pte_t)NULL) { //yet to create
if (create == )
return NULL;
else {
struct Page *tmp = page_alloc(ALLOC_ZERO);
if (tmp == NULL)
return NULL; //failed to alloc
else {
tmp->pp_ref++;
pgdir[PDX(va)] = page2pa(tmp) | PTE_P | PTE_W |PTE_U; //save the physical address of newly allocated page in page dir
result = page2kva(tmp); //translate into an virtual address for kernel use
}
}
}
else
result = page2kva(pa2page(PTE_ADDR(pgdir[PDX(va)]))); return &result[PTX(va)];
}
pte_t * pgdir_walk(pde_t *pgdir, const void *va, int create)
（6）struct Page * page_lookup(pde_t *pgdir, void *va, pte_t **pte_store)
我们先暂时跳过page_insert()函数，因为page_insert()需要调用到page_lookup()和page_remove()。在本函数中，JOS的设计者要求我们对于给定的一个页目录“pgdir”，返回虚拟地址“va”映射到的物理页框对应的Page结构。我们可以通过pgdir_walk()函数来实现。
在pgdir_walk()中，我们可以得到Page Table中的<PPN Flags>，其中高20位的PPN就对应着一个物理页框。所以我们可以调用pgdir_walk()查找虚拟地址“va”对应的页表入口地址，如果返回为NULL，说明“va”尚未映射到任何一个物理页框上，也就没有对应的Page结构，如果返回不为NULL，我们只需要用PTE_ADDR()宏抹掉低12位的标志位，然后用pa2page()函数就能得到映射到的物理页框对应的Page结构。在这个过程中，如果参数pte_store不为NULL，则把pgdir_walk()得到的页表入口地址用pte_store传递回给调用者（注意pte_store是指向pte_t *的指针）。
具体实现的代码如下：
struct Page *
page_lookup(pde_t *pgdir, void *va, pte_t **pte_store)
{
// Fill this function in //test output
//cprintf(">> page_lookup() was called!\n"); pte_t *pte = pgdir_walk(pgdir, va, );
if (pte == NULL)
return NULL; if (pte_store != )
*pte_store = pte; return pa2page(PTE_ADDR(pte[]));
}
struct Page * page_lookup(pde_t *pgdir, void *va, pte_t **pte_store)
（7）void page_remove(pde_t *pgdir, void *va)
page_remove()函数主要是用来断开虚拟地址“va”当前在页目录“pgdir”中的映射。要实现这一功能，我们需要用page_lookup()查找是否存在“va”对应的Page结构，如果不存在，我们需要用0抹掉该页表中对应的表项（尽管不存在对应的表项，但是还是抹掉以防万一），然后使“va”对应的TLB（Translation Lookaside Buffer，现在一般翻译为“快表”）失效；如果存在，我们需要尝试调用page_decref()减少该Page结构的pp_ref（即页面引用次数），这一过程中如果页面引用次数降为0，则由page_decref()释放该页面（放回page_free_list链表中），之后还需要用0抹掉该页表中对应的表项，最后同样地也需要让TLB失效。
具体实现的代码如下：
void
page_remove(pde_t *pgdir, void *va)
{
// Fill this function in //test output
//cprintf(">> page_remove() was called!\n"); pte_t *pte;
struct Page *page = page_lookup(pgdir, va, &pte); if (page != NULL)
page_decref(page); pte[] = ;
tlb_invalidate(pgdir, va);
}
void page_remove(pde_t *pgdir, void *va)
（8）int page_insert(pde_t *pgdir, struct Page *pp, void *va, int perm)
现在我们可以回到page_insert()函数上来了。JOS的设计者要求我们对于给定的页目录“pgdir”，把虚拟地址“va”映射到给定的物理页框对应的Page结构“pp”上，同时设置低12位的标志位为“perm”。
为了实现这一功能，我们需要用page_lookup()查找“va”在“pgdir”中是否已经映射到了某一个Page结构上，如果否，说明可以直接建立“va”到“pp”的映射；如果是，就有两种可能：
1. “va”已经映射到了“pp”上
2. “va”映射到了“pp”以外的Page结构上
对于第一种情况，我们只需要修改低12位的标志位即可。对于第二种情况，我们需要调用page_remove()断开原有的映射，然后再建立新的映射。注意，所谓的建立映射，实质上就是修改Page Table中对应的<PPN Flags>项，该项可以用pgdir_walk()得到。
具体实现的代码如下：
int
page_insert(pde_t *pgdir, struct Page *pp, void *va, int perm)
{
// Fill this function in //test output
//cprintf(">> page_insert() was called!\n"); struct Page *page = page_lookup(pgdir, va, NULL);
pte_t *pte; if (page == pp) { //re-insert into the same place
pte = pgdir_walk(pgdir, va, );
pte[] = page2pa(pp) | perm | PTE_P;
return ;
} if (page != NULL) //remove original page if existed
page_remove(pgdir, va); pte = pgdir_walk(pgdir, va, );
if (pte == NULL)
return -E_NO_MEM; pte[] = page2pa(pp) | perm | PTE_P;
pp->pp_ref++; return ;
}
int page_insert(pde_t *pgdir, struct Page *pp, void *va, int perm)
到此mem_init()中所有需要我们实现的函数都完成了，我们继续分析mem_init()的功能。
我们之前分析过page_init()的功能，在mem_init()中调用了这个函数初始化了page_free_list链表。随后mem_init()调用了下面三个检查我们的实现是否正确的函数：
check_page_free_list();
check_page_alloc();
check_page();
如果实现正确，在make qemu的时候console会显示“check_page_alloc() succeeded!”和“check_page() succeeded!”两行提示。
在这之后，JOS的设计者要求我们建立共计三块的物理页框对应的Page结构到虚拟地址的映射。
第一部分，建立pages[]数组所在的物理页框到虚拟地址UPAGES的映射，且标志位设置为“内核只读，用户只读”（PTE_U）。具体实现的代码如下：
for (i = ; i < ROUNDUP(npages*sizeof(struct Page), PGSIZE); i += PGSIZE)
page_insert(kern_pgdir, pa2page(PADDR(pages) + i), (void *)(UPAGES + i), PTE_U);
第二部分，建立bootstack所在的物理页框到虚拟地址KSTACKTOP的映射，且标志位设置为“内核可读可写，用户无权限”（PTE_W）。具体实现的代码如下：
for (i = ; i < KSTKSIZE; i += PGSIZE)
page_insert(kern_pgdir, pa2page(PADDR(bootstack) + i), (void *)(KSTACKTOP-KSTKSIZE + i), PTE_W);
第三部分，建立物理地址[0, 2^32 - KERNBASE)所在的物理页框到虚拟地址[KERNBASE, 2^32)的映射，且标志位设置为“内核可读可写，用户无权限”（PTE_W）。具体实现的代码如下：
for (i = ; i < 0xFFFFFFFF - KERNBASE; i += PGSIZE) {
page_insert(kern_pgdir, pa2page(i % (npages*PGSIZE)), (void *)(KERNBASE + i), PTE_W);
pa2page(i % (npages*PGSIZE))->pp_ref--; //this statement is to keep pp_ref == 0 in page_free_list
}
这里需要解释一下上面代码的第三行。为什么我们要对pp_ref进行自减操作？在后面JOS会调用check_kern_pgdir()和check_page_installed_pgdir()检查mem_init()函数实现是否正确，其中，check_page_installed_pgdir()里会模拟物理页框对应的Page结构的分配。这里就会出现一个问题：我们在第三部分的映射中已经修改了所有Page结构的引用次数pp_ref，而check_page_installed_pgdir()中的assert()断言默认所有Page结构一开始都是没有被引用的（即pp_ref == 0），所以我们需要额外去修改pp_ref（个人认为JOS的设计者在实现check_page_installed_pgdir()的时候没有考虑好）。
到此整个mem_init()的功能，或者说，页式虚拟内存管理就完全实现了。下一篇会开始介绍console和monitor。