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Shine wOng
2019-11-28 21:34:41 +08:00
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commit 4c2a3c44bf
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thu_os/lab3_report.md
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@@ -381,7 +381,7 @@ _fifo_swap_out_victim(struct mm_struct *mm, struct Page ** ptr_page, int in_tick
+ 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。
+ 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。

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thu_os/lab5_report.md
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@@ -223,7 +223,7 @@ copy_range(pde_t *to, pde_t *from, uintptr_t start, uintptr_t end, bool share) {
### `COW`机制实现
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。
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，该内存空间是私有而非共享的，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？