1. 思考题

首先，MIPS中的虚拟内存结构如下：

因此，base_pgdir中建立了pages和envs的物理地址与虚存中pages和envs的虚拟地址之间的关系，这也同样解释了在map_segment中传入的UPAGES和UENVS的含义，就是pages和envs的虚存首地址。

之后，由于MOS的内核数据共享机制，需要把UTOP以上UVPT以下，即pages和envs的数据暴露给用户空间，因为base_pgdir中已经有分配好的映射关系，因此需要把UTOP到UVPT所对应的页目录项赋值给每个进程的页目录。又由于用户自身的4MB页表放置在UVPT，因此页目录自映射项相对于页目录的偏移即为PDX(UVPT)，因此需要把e->env_pgdir[PDX(UVPT)] = PADDR(e->env_pgdir) | PTE_V;
在load_icode中，遍历了每一个程序头表，然后调用了elf_load_seg函数来加载段内容到内存中，并在进程的页目录中建立映射关系。其传参如下图：

从图中可以看到，最后一个参数是e，也就是进程控制块的指针。在elf_load_seg函数中，直接将第四个参数，也就是data，传递给了load_icode_mapper函数，因此data就是e，是进程控制块的指针。

它的作用是要在页目录中建立映射关系，因此需要e->env_pgdir和e->env_asid。因此没有这个参数不可以，否则CPU无法通过tlb找到物理内存中的程序或数据。
需要处理三种页面的加载情况：1. 从va开始，未页对齐的部分。2. 开头页对齐的数据页面。3. 超出bin_size部分的.bss内容。
第一种情况下，需要在分配的物理页框的offset位置开始写入数据。
第二种情况下，在分配的物理页框中写入len字节的数据。
第三种情况下，只分配页框，不写入数据。
虚拟地址。CPU访问的都是虚拟地址。
0号异常handle_int定义在kern/genex.S中，代码如下：

2号异常用grep没有找到，仅在exception_handlers中有。
3、4号异常是tlb_miss，异常处理函数是do_tlb_refill
首先，在触发时钟中断后，CPU会跳转至异常处理入口，之后运行异常处理指令。异常处理指令首先会根据异常类型跳转到不同的异常处理函数中，针对时钟中断，会跳转到时钟中断函数。在内部，会判断是否是时钟中断，如果是的话会跳转到time_irq函数中，在进行一些操作后跳转到schedule函数。schedule函数会判断当前进程进程是否需要切换，如果需要切换的话，会将当前进程移至sched队列末尾，并选取sched队列头的进程去运行。从而实现进程的调度。

2. 难点分析

进程的创建过程需要好好理解。进程的创建大致可以分为两部分：env_alloc 和 load_icode。首先需要申请一个进程控制块，并配置好信息；之后需要将可执行文件中的段数据加载到内存中，并在页目录中建立映射关系。最后再将该进程控制块从空间队列移至调度队列中。
进程的调度。进程的自动调度主要依靠时间片轮转来实现。每个进程拥有一个优先级，这个优先级实质上就是可运行时间片的个数。优先级越高，可运行时间片数目越多，进程运行的时间就越长。每次时间片截至，就会触发时钟中断，之后CPU进入异常处理函数进行处理。如果是时钟中断异常，最后会调用schedule函数。schedule函数首先判断当前进程是否需要切换，有很多原因可以使得当前进程需要切换，比如yield为1，当前进程是NULL，当前进程时间片结束了，当前进程不可运行等等。如果满足以上条件，schedule函数会选择下一个可运行进程并接着运行。如果不满足，说明当前进程仍然可以继续运行，因此时间片计数减一，然后接着运行。
共享页目录。MOS中特有的功能就是将内核的一些数据暴露在用户空间，从而让他们能够访问到内核的数据，具体来说就是 pages 和 envs 。这两个控制块的映射关系被复制到了每一个进程的页目录中，因此所有的用户进程访问这两个的地址，都可以通过二级页表来访问到。

3. 实验体会

本次实验总体难度适中，容易理解，但是细节很多，因此课后需要认真复习和研究，明白每一处操作都在干什么。例如共享页目录的时候，要理解MOS是如何给每一个用户进程共享的，实际上是通过复制页目录项，也就是共享二级页表，来实现共享特定的空间内容。同时例如elf_load_seg 函数是如何将段头表内的数据加载到物理内存中并进行映射的，其通过了load_icode_mapper这个回调函数来实现这一操作。回调函数负责将一页的内容加载到内存中并建立映射关系，具体如何加载，加载多少，这些细节都是要研究的。