lab2-实验报告

THINKING

Thinking 2.1

Q:：在编写的 C 程序中，指针变量中存储的地址被视为虚拟地址，还是物理地址？MIPS 汇编程序中 lw和sw 指令使用的地址被视为虚拟地址，还是物理地址?

**A:**均为虚拟地址

Thinking 2.2

Q2.2.1 从可重用性角度阐述用宏实现链表的好处

A：使用宏实现链表的优势在于代码的泛化能力与模块化设计。宏既实现了函数模块化和代码复用的功能，同时可以通过参数化传递数据类型或者结构体名称，使得链表不依赖与某种具体的数据类型

Q2.2.2 分析include/queue.h 中单向链表、循环链表和双向链表在插入与删除操作上的性能差异

单项链表：只可以获取当前项的下一项
- 插入：可以在某一元素之后与链表头部直接插入(O(1)),若需要在某一项前面插入，需要遍历页表 （O(n)）
- 删除：遍历删除
双向链表：可以获取某一项的前后两项
- 在某一元素前后插入和删除的时间复杂度都是(O(1))
循环链表：插入和删除同单向链表

三种链表查询效率均为(O(n))

Thinking 2.3

Q:Page_list的展开结构为

A: 我选择C选项

struct Page_list{
    struct Page * lh_first;
};

struct Page {
  	struct {
        struct Page* le_next;
        struct Page**le_prev;
    }pp_link;
    u_short pp_ref;   // 指向该页面的指针数量
};

Thinking 2.4

**Q:**回答以下问题

请阅读上面有关TLB的描述，从虚拟内存和多进程操作系统的实现角度，阐述ASID 的必要性。

请阅读 MIPS 4Kc 文档《MIPS32® 4K™ Processor Core Family Software User’s Manual》的 Section 3.3.1 与 Section 3.4，结合 ASID 段的位数，说明 4Kc 中可容纳不同的地址空间的最大数量

A：ASID的必要性

在多进程操作系统中.不同进程拥有独立的虚拟地址空间，同一虚拟地址往往映射至不同的物理地址。ASID可以用于唯一标识物理地址空间
在进程切换时，使用ASID可以避免完全重写TLB与缓存，加快地址转换速度
ASID为内存管理提供了额外保障，确保每个进程只访问自己地址空间内的内存，阻止进程越界访问。

Thinking 2.5

**Q：**回答以下问题

tlb_invalidate和tlb_out的调用关系？

请用一句话概括tlb_invalidate的作用。

逐行解释tlb_out中的汇编代码。

tlb_invalidate调用 tlb_out，向其传入旧表项的key
tlb_invalidate实现删除特定虚拟地址在TLB中的旧表项

LEAF(tlb_out)
.set noreorder
    mfc0    t0, CP0_ENTRYHI   // 将当前的CP0_ENTRYHI保存
    mtc0    a0, CP0_ENTRYHI   // 将需要七清楚的表项的key写入CP0_ENTRYHI
    nop      // 冒险处理
    /* Step 1: Use 'tlbp' to probe TLB entry */
    /* Exercise 2.8: Your code here. (1/2) */
    tlbp                    // 查找key对应的表项的索引
    nop
    /* Step 2: Fetch the probe result from CP0.Index */
    mfc0    t1, CP0_INDEX        // key对应的表项的索引存入t1
.set reorder
    bltz    t1, NO_SUCH_ENTRY    // 如果t1是负的，及没有找到对应表项则跳转到NO_SUCH_ENTRY
.set noreorder
    mtc0    zero, CP0_ENTRYHI     // 将CP0_ENTRYHI，CP0_ENTRYLo清0
    mtc0    zero, CP0_ENTRYLO0
    mtc0    zero, CP0_ENTRYLO1
    nop
    /* Step 3: Use 'tlbwi' to write CP0.EntryHi/Lo into TLB at CP0.Index  */
    /* Exercise 2.8: Your code here. (2/2) */
    tlbwi                       // 将CP0_ENTRYHI与CP0_ENTRYLo写入到index对应表项，实现表项清空
.set reorder

NO_SUCH_ENTRY:
    mtc0    t0, CP0_ENTRYHI    // 写回初始CP0_ENTRYHI（存有当前进程ASID）
    j       ra                 //返回
END(tlb_out)

Thinking 2.6

**Q:**请结合 Lab2 开始的 CPU 访存流程与下图中的 Lab2 用户函数部分，尝试将函数调用与CPU访存流程对应起来，思考函数调用与CPU访存流程的关系。

![66eccfd03d0a3a8e0ebef559fd4fc0c](C:\Users\Lenovo\Documents\WeChat Files\wxid_uzb3tdk2mb6p22\FileStorage\Temp\66eccfd03d0a3a8e0ebef559fd4fc0c.jpg)

Thinking 2.7

**Q:**从下述三个问题中任选其一回答：

简单了解并叙述X86体系结构中的内存管理机制，比较X86和MIPS 在内存管理上的区别。

简单了解并叙述RISC-V 中的内存管理机制，比较RISC-V 与 MIPS 在内存管理上的区别。

简单了解并叙述LoongArch 中的内存管理机制，比较 LoongArch 与 MIPS 在内存管理上的区别。

A: RISC-V采用基于页面的虚拟内存系统

分页模式与页表结构：RISC-V 支持多种分页模式（如 Sv32、Sv39、Sv48），分别对应 32 位、39 位、48 位虚拟地址空间。每个页表项（PTE）包含物理页号（PPN）、权限位（读、写、执行）、用户模式访问位（U）等。物理地址通过逐级页表遍历完成转换。
MMU:页表基地址寄存器 satp 存储根页表物理地址和分页模式,硬件自动遍历页表，若缺页或权限错误，触发监管者模式异常，由操作系统处理。同时支持灵活的页大小，允许大页映射优化
物理内存保护：PMP配置寄存器定义物理内存区域的访问权限

与MIPS区别：

TLB管理：RISC-V由硬件自动遍历页表，MIPS由软件管理,TLB触发异常时操作系统需手动遍历页表并填充 TLB
地址空间分布：RISC-V无固定化用户与内核态划分，而MIPs固定划分用户段与内核段
分页灵活性：RISC-V支持多级动态页表，而MIPS仅支持固定层级页表

Thinking A.1

**Q:**页目录自映射

在现代的 64 位系统中，提供了 64 位的字长，但实际上不是 64 位页式存储系统。假设在64位系统中采用三级页表机制，页面大小4KB。由于64位系统中字长为 8B，且页目录也占用一页，因此页目录中有512 个页目录项，因此每级页表都需要9位。因此在64位系统下，总共需要3×9+12=39位就可以实现三级页表机制，并不需要64 位

现考虑上述39位的三级页式存储系统，虚拟地址空间为512GB，若三级页表的基地址为PTbase，请计算：

三级页表页目录的基地址。

映射到页目录自身的页目录项（自映射）。

A: 页目录及地址
$$
\begin{aligned} PD_{base}&=PT_{base}+(PT_{base}>>12)<<3+((PT_{base}>>12)<<3)>>12<<3\ \end{aligned}
$$
子映射页目录项：
$$
\begin{aligned} PDE_{self-mapping}&=PD_{base}+(PD_{base}>>9)<<3\ \end{aligned}
$$