http://blog.gregwym.info/2011/11/ by 咳嗽di小鱼 http://blog.gregwym.info/jiang-chrome-sou-suo-mo-ren-ding-wei-dao-google-com.html 2011-11-25T22:46:19+08:00 不同系统, 配置文件的位置不太一样.Windows在%USERPROFILE%\Local Settings\Application Data\Google\Chrome\User DataMac OS X在~/Library/Application Support/Google/Chrome/Linux在$HOME/?.config/google-chrome用编辑器打开Local State这个文件, 找到以下两行"last_known_googleurl": "http://www.google.***/","last_prompted_googleurl": "http://www.google.***/",将它们改为："last_known_googleurl": "http://www.google.com/","last_prompted_googleurl": "http://www.google.com/",打开Chrome以后随便搜索个东西...他会提示你正在使用google.com, 要不要更换到google.***|.选择继续使用, 大功告成! 嘿嘿 http://blog.gregwym.info/os161-memory-management.html 2011-11-20T13:08:45+08:00 这次Assignment除了Physical Memory Management, 其他几个部分都相互关联. 所以在设计完成前几部分的时候, 最好将所有需要解决的问题都搞明白, 然后统一设计Address Space的结构.TLB Management和TLB有关的, 需要解决的问题有这么几个: Context Switch的时候, 如果不是两个不同的thread, 则不需要flush TLB 当TLB被占满的时候, 要替换最老的TLB entry TLB内保存read-only信息 然后一个一个说… 只要检查上一次flush TLB时候的thread, 和现在的是不是同一个thread即可 这部分这次Assignment已经把code写好大半了…`你需要做的就是把tlb_get_rr_victim return回来的那个entry替换掉 理解MIPS TLB的每个flag bits的用处, 然后把read-only flag放在对应的位置.当程序试图写入一个read-only的memory时候, vm_fault拿到的faulttype是VM_FAULT_READONLY.Don't PANIC!!! TLB基本就这么多= =||`没啥东西…On-Demand LoadingThis is the fun part…哈哈哈这部分, 需要, 灰常严谨的逻辑和计算…`还要对page loading的步骤非常清晰. 任何一点对内存地址或者file offset的计算错误, 或者理解错误, 都会mess up.所以, 咱们重新来列一遍从程序开始运行, 到page loading结束的整个过程: runprogram/execv拿到一个progname (ELF file's path), 并call load_elf. load_elf不立刻load到physical memory,而是把ELF中的每一个segment所对应的virtual address定义好, 并且保存load这个segment所需要的所有信息.(这些信息如何/以什么样的形式保存, 需要在动手之前就先明确!) 当系统碰到一个TLB Miss时, 会有两种情况: 这个page还没有被load到physical memory, 说明这个page是第一次被访问, 找到这个page所对应的segment的信息 计算load这个page所需要的所有相关数据 从physical memory steal一个page的内存 将这个page的数据从file load到physical memory中(提示: PADDR_TO_KVADDR is useful) 将这个physical memory保存成这个segment vaddr对应的paddr 将这对vaddr和paddr存入TLB 反之, 直接将已知的一对vaddr和paddr存入TLB即可 本身, 整个过程还是很straight forward的. 可有一些special case需要handle… 有的segment不是从一个page的顶头开始的 有的segment跨越多个page 有的data segment的filesize是0, 但memsize需要填零 …好像还有别的, = =想不起来了, 大家写的时候发现了, 告诉我下, 哈哈 最容易出错的部分还是计算, filesize, memsize, file offset, memory offset, 等各种数据…大家加油 Address Space多写两句和as有关的很多人在刚开始写这个assignment的时候, 最先纠结的就是, as的结构要不要改...这是个好问题, 但答案是: 不一定要改as, 但肯定需要+东西.在解释为什么之前, 咱们先来看看dumb_vm的as里, 每个东西都是干嘛用的.struct addrspace { #if OPT_DUMBVM vaddr_t as_vbase1; paddr_t as_pbase1; size_t as_npages1; vaddr_t as_vbase2; paddr_t as_pbase2; size_t as_npages2; paddr_t as_stackpbase; #else /* Put stuff here for your VM system */ #endif }; dumb_vm里只保存两个segment/region的内存信息 vbase是每个reg在virtual address上开始的位置 pbase是每个reg在physical address上开始的位置 npages是每一个reg一共占用了多少个virtual page/physical frame stackpbase顾名思义, stack在physical address上的底是哪里 然后咱们再研究下, 可能需要记录哪些信息. (并不一定全部都需要记录, 有些可以相互计算)为了计算写入TLB的值, 需要 每个reg在virtual & physical address的开始位置 每个reg有多少个page/frame 每个reg的permission flags 为了On-Demand Loading, 需要 当前app对应的ELF file是什么 每个reg里的每个page/frame是否被load过 每个reg里的每个page/frame的vaddr和paddr开始位置 每个reg里的每个page/frame所对应在ELF-FILE中的program header information (例如: file offset) stack已经占用了多少个page 对比一下上下两个列表, 我们缺点什么呢?原来的as没有记录reg的permissions, 没有记录page/frame是不是被load过了, 没有分别记录每个page/frame的vaddr+paddr(当然, 可以通过seg的数据进行计算), 也没有每个reg对应的ELF信息...stack也是固定大小所以原本的as是100%缺少东西的, 但这些额外的东西, 具体应该保存到哪里就自由发挥了.补充1: OS161里假设了一个ELF程序只包括两个segment. 虽然实际可能不止2个, 但现阶段, 只支持2个也没问题.更新1: 叫seg不太确切, 还是叫region好了. 另补充了一些需要记录的内容.Physical Memory Management在dumbvm里, Physical Memory的分配机制非常简单. 在first和last之间, 一页一页的把内存分配出去, first逐次往后移动, 直到first = last, 就没有memory可用了. 也不回收, 不重复使用.要想改变优化这个机制, 首先需要增加一个能够tracking所有可用Physical Frame使用状态的table. 在进行malloc或者free某个frame的时候, 在table中记录下来这个frame的状态. 这样, 如果存在free过的page, 这些page就可以优先被malloc, 从而重复利用已经free了的内存.整体流程: 系统启动 进入vm_bootstrap 取得现在可用的Physical Memory的地址范围 通过地址范围计算出有多少个可用的frame 建立保存Physical Frame Status的table 完成其他vm_bootstrap所需要做的工作 再次取得可用的Physical Memory的地址范围, 这就是真正可用的内存范围 停用原本的Physical Memory管理机制, 并接管所有alloc_kpages和free_kpages的操作 vm系统启动完成 除此之外, 还需要修改allocation和free时候的操作, 让alloc能够通过某种algorithm来重复使用已经被free的内存位置. (用什么样的Algorithm就看各位了, 实在不行做liner search也是方法之一, 嘿嘿)个别要点: 建立的table可能比最后实际需要的大, 但并无大碍. (因为table本身占用了一部分内存) alloc_kpages的时候, 有可能需要一次alloc超过一页的frame.如果你使用的algorithm不方便在被free的内存中找出多个连续的frame, 那尽管把从未用过的连续frame分配出去吧. 其他的待补充... Instrumentation实在没什么好写的, 把declaration和initialization放对地方就好了. http://blog.gregwym.info/db2-shu-ju-ku-dao-chu-he-dao-ru.html 2011-11-04T03:48:05+08:00 Db2=>CONNECT TO db_name Db2=>EXPORT TO absolute_file_path OF DEL SELECT * FROM "table_name" Db2=>IMPORT FROM absolute_file_path OF DEL INSERT_UPDATE INTO "table_name"