教学课件：《操作系统设计与实现》.ppt

模拟器运行效果 在FPGA上实现MIPS处理器（ISA子集），包括CPU（datapath，control path）、CP0、MMU（支撑虚拟内存管理，包括指令TLB及数据TLB）、Cache（包括指令缓存及数据缓存）及中断控制器（包括中断及异常）。 总线采用开源的wishbone。 外设资源丰富，包括UART、PS2键盘、VGA显示器、板载外设（LED灯、拨位开关、按钮、七段数码管） 存储资源有RAM（运行内存）、ROM（可执行程序）及SD卡（文件系统存储） * 实现基本指令，属于MIPS ISA的子集，足够支撑小内核的实现 * 浙江大学与Digilent合作设计开发的Sword实验板：计算机课程贯通教学实验系统 * SWORD实验开发板，初始界面 * 因为使用的MIPS交叉编译器版本比较老，为了减小调试，按照MIPS交叉编译器手册推荐的环境搭建。这里选择Red Hat 5.8 32bit，64位系统可能不成功。 * 进程的task_struct内嵌在对应的内核堆栈的最顶端（堆栈指针从高往低移，所以这里的最顶端是内核堆栈的最低地址） 根据这个信息，内核执行时可根据当前的内核堆栈获得当前的进程（current） * round_roubin示意图 * bootmem示意图，1个bit位对应一个页 * 分配单元基于整页 * 快速分配小块内存 * EHBR的低2位永远是0，即字对齐 * 页目录（第一级页表）有1024项，每项4B，所以需要一个物理页来保存PGD，_KERNEL_PGD_START，这里设置为0x0010_0000。 那么第二级页表从0x0010_1000开始存放，即_KERNEL_PT_START。对应每一项PGD，都对应1024个page table entry，所以一项PGD代表大小为4KB * 1K = 4MB 内核RAM使用16M，所以对应4个2级页表，图中蓝色页。 ROM使用16M，对应4个2级页表，图中绿色项。 * PDBR：页目录基址寄存器（Page Director Base Register） * 0000000000003288 enable_paging PDBR为页目录基址寄存器，显示基址为0x0010_0000，末位的1表示开启分页机制。 * 配置VGA硬件：VGA显存起始位置，光标闪烁间隔，启用文本模式，开启硬件光标 * 大部分是保存通用寄存器，另外还有EPC和EAR寄存器 注意堆栈寄存器SP本身的保存 * 基本是save_context的逆操作 * arch/intr.c * * * 收到一个按键时，在键盘中断处理函数中打印“#”。 * 实线表示之前已经存在的关联 虚线表示format_slubpage()过程中建立的联系 之前已经知道，每个物理页框（Page Frame）都对应一个struct Page来描述及管理。一个物理页框被等分，存储多个slub。比如，图中一个物理页框能够容纳4个objects。 物理页框的起始部分用来存放slub_head，slub_head本身只有两个成员end_ptr及nr_objs，所以只需要8字节就够（32位系统），但这里实际给分配了offset（=8）字节。 每个object后面还跟着4字节空间（图中的next，是帮助逻辑理解的，代码实现并不直接出现），4字节空间容纳一个指针，指示下一个可用object。 object在页框中除了以链表的形式串联外，也可以用数组索引的方式。 页框中的object链表如何知道头尾呢？链表头实际由private指示。最后一个object之后的next（图中最底下的next）指向页框的起始地址，也就是说，这个地址是页对齐的，而页框中所有object都不可能是页对齐的，这样就可以检测出来了。 我们知道，一个slub页它可能在partial链表中，或在full链表中，或者被使用时，它就在cache-cpu（kmem_cache_cpu）中。在cache-cpu情况下，cpu-freeobj（二级指针）也指向下一个object。 slub_head-指向object链表的最后一个obj之后的next元素，这在释放slub对象slub_free()时有用。上面说到，obj链表的链表头可由private直接找到，链表尾也有判断方法，但却不能直接索引，遍历整个链表是可以的，不用说，代价很大，所以这里用end_ptr指向最后一个next，被释放的obj放在它之后。 综上，slub申请从链表头拿，释放时放到链表尾。 * object = *(cache-cpu.freeobj) obj是正常有效的，调整cache-cpu.freeobj及private使指向下一个obj，slub_head中的nr