update enhanced clock algorithm, as well as COW.

thu_os/chp9.md

@@ -92,11 +92,15 @@
 
 将这样修改的思路应用到时钟置换算法上，就是这里的改进的时钟置换算法。具体的思路就是上面那样，总是优先选择未被访问(访问位为零)，且未被修改的页面被置换。
 
-具体的实现可以参考访问位的思路，在页表项中再添加一个修改位，来表示该页面被修改的情况。在发生缺页异常时，同样地依次检查驻留在内存中的页面的页表项，若访问位为一，则将访问位清零；若访问位为零且修改位为一，则将该页面写回到外存，且将修改位清零；直到发现一个访问位和修改位都是零的页面，选择将其置换。改进的时钟置换算法如下图所示：
+具体的实现可以参考访问位的思路，在页表项中再添加一个`修改位`，来表示该页面被修改的情况。在发生缺页异常时，通过两次循环来找到一个合适的换出页面：
+
++ 第一次循环查找`访问位`为零且`修改位`也为零的页面，同时将经过的页面的`访问位`清零；
++ 如果第一次循环没有找到一个这样的页面，则进行第二次循环，继续查找`访问位`和`修改位`同时为零的页面，但是这次不做其他任何操作；
++ 如果第二次循环仍然失败，则直接将当前指针所指的页面换出，因为此时内存的所有页面都有`访问位`为零，而`修改位`为一，只能换出第一个被修改的页面。
 
 ![improved_clock](images/improved_clock.png)
 
-可以看到，通过增加了修改位，可以使被修改的页面延迟被写回到外存中的时间，从而减少修改页的缺页处理开销。
+可以看到，通过增加了`修改位`，可以使被修改的页面延迟被写回到外存中的时间，从而减少修改页的缺页处理开销。
 
 ### 最不常用算法(LFU)
 

thu_os/lab3_report.md

@@ -372,3 +372,17 @@ _fifo_swap_out_victim(struct mm_struct *mm, struct Page ** ptr_page, int in_tick
 ```
 
 这里并没有显式地调用`swap_out`函数来将某一页面换出，这是因为在`swap_in`函数的实现中，是首先调用了前面提到的`alloc_pages`函数，在物理内存不够时，通过这个函数来调用`swap_out`以将某个页面换出。由此也可以看出，我们采用的是消极的页面换出机制，即只有在内存空间不足时，才执行页面的换出；在还有剩余的内存空间时，直接给要换入的页面分配新的内存空间，并不执行换出操作。
+
+### `extended clock`页替换算法设计方案
+
+为了实现`extended clock`算法，需要管理物理页面的访问特征，即被访问(`accessed`)以及被修改(`dirty`)，这两个参数在页表中分别对应了`PTE_A`和`PTE_D`。
+
+此外，还需要一个驻留页面的循环链表，可以采用前面的双向循环链表来作为它的底层结构，用`struct mm.sm_priv`作为时钟的指针。为了选择被置换的页面，需要进行两次循环：
+
++ 第一次循环寻找`PTE_A == 0 && PTE_D == 0`的页面，并且同时将经过的页面的`PTE_A`赋值为零。如果的确找到这样的页面，则将它作为要换出的页面，从循环链表中删除，并且将指针`sm_priv`移向它的后一个页面。
++ 如果第一次循环没找到适合换出的页面，则进行第二次循环，仍然是查找满足`PTE_A == 0 && PTE_D == 0`，后续操作也与第一步相同。
++ 如果第二步也失败，直接将当前指针`sm_priv`指向的页面换出。这是因为，此时链表中的所有页面都满足`PTE_A == 0 && PTE_D = 1`，此时只能换出一个修改过的页面。
+
+此外，在`swap_out`函数中也要做相应的修改，增加对页面`PTE_D`的判断，只有在`PTE_D = 1`时，才将页面写回到外存当中。将页面换出后，记得要修改页表项相关的标志位。
+
+在`map_swappable`函数中，需要将换入的页面置于被换出的页面的位置，为此只需要将它插入到当前指针`sm_priv`的前一个位置即可。

thu_os/lab5_report.md

@@ -223,7 +223,18 @@ copy_range(pde_t *to, pde_t *from, uintptr_t start, uintptr_t end, bool share) {
 
 ### `COW`机制实现
 
-简单的版本的话，就是在`do_fork`函数中，只是让子进程拷贝父进程的地址空间。一旦父进程或者子进程试图写它们共享的空间，可以通过`Page Fault`机制，为该页新分配一个空间，并且修改对应进程的页表。这样，被修改的页就只有修改页的那个进程可以看到，对于其他进程修改都是不可见的。当然，要是具体实现的话，需要考虑许多问题，情况比较复杂，我以后再好好钻研吧。
+为了实现`COW`，只需要在`mm_copy`函数中，设置子进程的页表为父进程的一个拷贝，而并不实际为子进程分配这些内存空间。需要注意的是，这与`CLONE_VM`的情形是不同的，`CLONE_VM`是指父子进程共用一个`mm_struct`，当然也共用一个页表；`COW`机制则是子进程拥有自己独立的`mm_struct`，只不过其中的内容是父进程的一个拷贝而已。当父进程或者子进程要写它们共有的内存空间时，就利用`Page Fault`机制，为该进程分配一个新的内存空间，该内存空间时私有而非共享的，并且将要写的页面复制到新分配的内存空间中，这样修改对共享页面的其他进程就都是不可见的了。
+
+上面说的很简单，但是实现起来还要考虑一些复杂的问题，比如如果共享页面被换出到外存当中，如何在共享该页面的所有进程的页表中，也修改它的状态为`换出`；此外，写操作时触发`Page Fault`具体又是如何实现的呢？在`Page Fault`中就如何判断触发原因是`COW`呢？
+
+具体的实现方式如下：
+
++ 在`mm_copy`当中，如果
+    - `CLONE_VM = 1`，则直接设置父子进程共享`mm_struct`，不使用`COW`机制。
+    - `CLONE_VM = 0`，且页表`PTE_P = 1`，此时创建子进程独立的`mm_struct`，将父进程的`mm_struct`拷贝到其中，并且设置两者页表的`PTE_W = 0`，表示不可写，是只读的页面。并且为了简单起见，将该页标记为不可换出`PTE_L`(lock)。并且设置`vma_struct.vm_flags |= VMA_SHARE`，表示该虚拟地址块是共享的。
+    - `CLONE_VM = 0`，且页表`PTE_P = 0`，此时将该页面换入，随后按照上一步骤进行。
+
++ 如果一个进程需要修改共享页面，由于页表`PTE_W = 0`，此时将触发`Page Fault`。在`Page Fault`处理函数中，如果发现`vma_struct | VMA_WRITE | VMA_SHARE = TRUE`，即`vma`具有写权限，并且是共享的，但是`PTE_W = 0`，即页表是不可写的，就可以判定为`COW`，此时应该分配新的内存空间，将要写的页面拷贝到其中，并且更新当前进程的页表。
 
 ## 练习3: 阅读分析源代码，理解进程执行`fork/exec/wait/exit`的实现，以及系统调用的实现（不需要编码）