wzk
queue.h
mmu.h
pmap.h
pmap.c
tlb_asm.S
queue.h
主要定义了链表的操作，最后两个宏函数是尾队列相关
LIST_HEAD：定义一个指针head指向链表表头
LIST_HEAD_INITIALIZER：通过将head赋值为此来将链表变为空
LIST_ENTRY：定义链表项，包含type *le_next和**le_prev。注意与双向链表不同的是，这里的le_prev指向前一个元素的le_next指针。
LIST_EMPTY：判定链表是否为空
LIST_FIRST：返回head指向的链表的表头指针
LIST_FOREACH：封装了一个for(;;)语句，用于遍历链表
LIST_INIT：直接将链表head变为为空
LIST_INSERT_AFTER：（作业）在listelm元素后插入elm，注意le_prev指向的是指针
LIST_INSERT_BEFORE：在listelm前插入elm
LIST_INSERT_HEAD：在表头插入elm
LIST_INSERT_TAIL：在表尾插入elm
LIST_NEXT：返回元素的next指针
LIST_REMOVE：删除链表中的elm
TAILQ_HEAD：定义尾队列的head指针（*tqh_first、**tqh_las）
TAILQ_ENTRY：定义尾队列中的元素（类似LIST_ENTRY）
mmu.h
第一部分为MIPS定义。
BY2PG：每页字节数（4KB）
PDMAP：每个页目录项映射的字节大小（4MB）
PGSHIFT： 虚拟地址中二级页表号的右移位数（12位）
PDSHIFT：虚拟地址中页目录号的右移位数（22位）
PDX：对虚拟地址取页目录号的宏（31~22位）
PTX：对虚拟地址取页表号的宏（21~12位）
PTE_ADDR：取页表项的对应地址（清空低12位的标识位）
PPN：物理页号（右移12位）
VPN：虚拟页号（与PPN相同）
VA2PFN：虚拟地址转换为page frame number（清空低12位）
PTE_G~PTE_LIBRARY 页表的标识位（有效位、dirty bit、uncached等）
MIPS内存映射布局图解（kuseg，kseg0~kseg3）
KERNBASE：内核内存起始地址
VPT：
KSTACKTOP：内核栈顶地址
KSTKSIZE：内核栈大小
ULIM：kuseg的地址上界
UVPT：用户VPT地址
UPAGES：用户页地址
UENVS：用户进程地址
UTOP：用户栈顶（比USTACKTOP多了异常栈）
UXSTACKTOP：同上
TIMESTACK：
USTACKTOP：用户正常栈栈顶
UTEXT：用户代码段
E_UNSPECIFIED~E_NOT_EXEC：用于函数返回值的各种异常编码（未知、进程不存在、无效参数、内存不足、无进程空间，文件系统的磁盘无空间、打开文件过多、文件未找到、错误路径、文件已存在、文件不可执行、最大异常编码）
bcopy：将src对应大小的内容复制到dst（定义于init.c）
bzero：清空地址对应大小空间的内容（定义于init.c）
bootstacktop,bootstack：
npage：页数量（在pmap.c）
Pde：页目录项类型（u_long）
Pte：页表项类型（u_long）
vpt：虚拟页表指针数组（Pte* []）
vpd：虚拟页目录指针数组（Pde* []）
PADDR：将核虚拟地址（kva）转换为物理地址，若在kuseg则报错，否则清除最高位
KADDR：PADDR的逆运算将物理地址转化为核虚拟地址，若对应页号（右移12位）大于页表数量则报错，否则最高位赋1
assert：断言，参数为0时panic
TRUP：那就是返回参数和ULIM的最大值（ULIM转换为参数的类型）
tlb_out：定义在汇编tlb_asm.S里
pmap.h
作为pmap.c的头文件出现
Page_list：元素类型为Page的链表Page_list
Page_LIST_entry_t：元素为Page的链表的项（包含*le_next和**le_prev，指向前后元素）类型
Page：由pp_link（一个Page链表项）和pp_ref（页面引用次数）构成的结构体
Page_list实质为Page的链表，Page包含pp_ref和链表项（前后指针）
pages：若干个页的数组（指针，相当于页起始地址）
page2ppn：将页指针转化为物理页号（减去pages）
page2pa：将页指针转化为物理地址（转化为物理页号再左移PGSHIFT位）
pa2page：将物理地址转化为页指针，若页号超过页表总数量则报错
page2kva：将页指针转化为内核虚拟地址（先page2pa转化为物理地址再KADDR）
va2pa：将虚拟地址转化为物理地址（通过二级页表），若对应页目录项/页表项无效则返回非0，返回的是页的起始地址
声明了pmap.c里的各种函数和mips_init，方便使用
tlb_asm.S
定义了tlb_out函数，功能是清除虚拟地址（参数）对应的TLB项。具体流程如下：
首先将a0（参数，虚拟地址）写入ENTRYHI，然后使用tlbp设置Index为a0对应的TLB项，若Index小于0（未找到）则跳转到NOFOUND，否则将TLB[Index]设为0->0的映射（通过将ENTRYHI和ENTRYLO0设为0实现）
tlbp是寻找与a0匹配的TLB入口，加载至Index
tlbwi是将ENTRYHI和ENTRYLO0对应的映射关系（页表项）写入TLB[index]
4行nop是为了保证CPU在没有转发机制时，tlbp和mfc0接连用到Index寄存器不会触发数据冒险
pmap.c
包含物理内存与虚拟内存管理的相关函数，完成了页表初始化、插入、查找、删除等一系列操作
开始时全局变量：最大物理地址maxpa（相对于ULIM）、内存最大页数npage、基础内存basemem、扩展内存extmem、空闲内存地址freemem、页指针（数组）pages、空闲链表page_free_list、页目录基地址boot_pdgir。除后三个其余均为u_long类型
void mips_detec_memory()
初始化部分全局变量（手动赋值）并打印
maxpa=basemem=0x4000 0000，extmem=0x0，npage=basemem>>PGSHIFT
void *alloc(u_int n, u_int align, int clear)
分配n字节物理内存并对齐，clear为1时清空对应内存区域。只在初始化虚拟内存时使用。内存不足时panic，否则内存返回地址
首先从linker script（定义data bss text段的文件）中获得end，表示当前空闲内存的起始地址（已分配内存的结束地址），将freemem初始化为end
将freemem对align对齐，增加n字节，在clear=1时调用bzero清空内存，若freemem对应物理地址超过最大物理地址则报错，否则返回分配的内存的低地址
freemem由end初始化，故为虚拟地址
Pte *boot_pgdir_walk(Pde *pgdir, u_long va, int create)
返回虚拟地址va对应的二级页表项（基于pgdir对应的页目录），若不存在页表项且create=1则创建。
首先使用pgdir+页目录号PDX(va)得到页目录项，然后PTE_ADDR清空标识位、KADDR转化为内核虚拟地址，得到对应页表
若页目录项标识位为0（页表不存在），则create=1时给pgtable分配一页内存，页目录项赋值为PADDR(pgtable)，增加有效位PTE_V和dirty bit PTE_R否则返回0
最后二级页表基地址pgtable+二级页表号PTX(va)得到页表项并返回
页目录项指针pgdir_entryp为物理地址，页表项指针pgtable为虚拟地址
void boot_map_segment(Pde *pgdir, u_long va, u_long size, u_long pa, int perm)
将虚拟地址[va,va+size]映射到物理地址[pa,pa+size]，pgdir为页目录基地址，perm作为有效位
检查size是否为BY2PG整数倍，不满足则返回（ROUND也可以）
循环遍历va到va+size，调用boot_pgdir_walk返回va+i对应的页表项指针，将页表项赋值为pa+i，低12位清空并加上有效位perm|PTE_V以及dirty bit PTE_R
void mips_vm_init()
初始化虚拟内存，建立二级页表
首先在freemem给页目录分配一页空间，设定mCONTEXT（asm中定义）为页目录基地址
然后初始化物理内存，分配npage个一页大小的内存给pages，调用boot_map_segment将用户页起始地址UPAGES开始的npage页数（向BY2PG对齐）映射到pages物理页对应的物理地址
最后初始化进程控制块envs，方式与物理页相同，从用户进程空间UENVS开始映射
上述函数调用关系：mips_vm_init调用alloc和boot_map_segment，boot_map_segment调用boot_pgdir_walk，
以下page_alloc和page_free为物理内存的管理
void page_init()
初始化空闲链表和虚拟页。每个页的pp_ref表示引用次数，空闲页存在空闲链表中
首先调用LIST_INIT初始化空闲链表，将freemem对齐到BY2PG。
然后将物理页数组pages的PADDR(freemem)/BY2PG以下部分的pp_ref赋为1，以上部分的pp_ref赋为0并插入空闲链表头部
int page_alloc(struct Page **pp)
从空闲链表中分配一个物理页到*pp，返回值表示是否成功
若空闲链表为空则返回错误，否则取出空闲链表第一项并从链表中移除，调用bzero将对应虚拟地址的空间清零，赋给*pp，返回0
void page_free(struct Page *pp)
释放一页，标记为空闲
若pp_ref＞0则返回，=0则插入空闲链表头部，＜0则报错
int pgdir_walk(Pde *pgdir, u_long va, int create, Pte **ppte)
类似boot_pgdir_walk，设置*ppte为虚拟地址va对应的二级页表项（基于pgdir对应的页目录），若不存在页表项且create=1则创建。
首先使用pgdir+页目录号PDX(va)得到页目录项，然后PTE_ADDR清空标识位、KADDR转化为内核虚拟地址，得到对应页表
若页目录项标识位为0（页表不存在），则create=1时给pgtable分配一页内存（使用page_alloc，与boot_pgdir_walk不同），没有空闲页则返回错误，否则对应页的pp_ref+=1，页目录项赋值为PADDR(pgtable)，增加有效位PTE_V和dirty bit PTE_R否则返回0
最后二级页表基地址pgtable+二级页表号PTX(va)得到页表项并赋值给*ppte，返回0
页目录项指针pgdir_entryp为物理地址，页表项指针pgtable为虚拟地址
int page_insert(Pde *pgdir, struct Page *pp, u_long va, u_int perm)
将物理页pp映射到虚拟地址va
首先调用pgdir_walk（create为0）查找va对应的二级页表项
若页表项不为0（va已有对应页）且有效，检查其对应地址的对应页是否为pp，是则更新TLB并更新有效位返回0，否则去除原有页
然后更新TLB，重新调用pgdir_walk（create为1）创建va对应页，无空闲页则报错，否则插入页（将对应页表项赋值为物理页pp对应的物理地址），标记许可位，pp_ref+=1，返回0
struct Page *page_lookup(Pde *pgdir, u_long va, Pte **ppte)
查找va对应的物理页，返回对应页，对应该页的页表项存入*ppte
调用pgdir_walk查找页表项存入pte，若页表项不存在（pte对应0）或无效（pte对应标识位为0）则返回0
否则将pte存入*ppte，pte对应物理地址转化为物理页并返回
void page_decref(struct Page *pp)
将pp对应页的pp_ref减1，减至0时释放此页（调用page_free插入空闲链表）
void page_remove(Pde *pgdir, u_long va)
将va对应的物理页移除
调用page_lookup查找va对应页，返回0（错误）则返回，否则pp_ref-1，减至0时移至空闲链表
将页表项对应值清0，更新TLB
void tlb_invalidate(Pde *pgdir, u_long va)
更新TLB，删除va对应的TLB项
将va低12位清零，若有进程则与进程ID做或运算，然后调用汇编tlb_asm.S中的tlb_out
void physical_memory_manage_check()
物理内存管理检验
void page_check()
虚拟内存管理检验
void pageout(int va, int context)
进程切换时更换页，context作为页目录基地址
若context在用户区则报TLB回填错误，若va在进程区或小于0x10000则报错，若page_alloc失败则报错
page_alloc的页的ppref加1，在context基地址插入页p，虚拟地址为va对应的page frame number