實驗內容：
1、閱讀代碼回答問題
(1) 當前系統下，內存大小Mainmemory是多少？
PageSize=128, NumPhysPages=128, Mainmemory=128*128=2^7*2^7=2^14; 內存大小是4KB
(2) 理解從空間分配，加載代碼數據，取指執行的流程
空間分配：調用AddrSpace的構造函數，先爲該進程分配頁表，然後使用for循環建立虛擬內存和物理內存之間的對應關係。
加載代碼數據：這部分功能由AddrSpace類中的load（）函數實現。在這個函數中，打開了用戶文件，讀文件頭中的信息，計算所需要的內存大小，再調用divRoundUP()函數計算所需要的頁的個數。然後根據文件頭中的信息，如果有代碼段，寫入kernel內核中的主存中，數據段也是同樣的道理。
取指執行：初始化CPU寄存器，使得它指向需要指向的第一條指令。由於load()加載的數據是虛擬地址，寄存器讀取的也是虛擬地址，所以正式執行前需要進行轉換。初始化寄存器是AddrSpace（）類中的InitRegister（）方法。還需要RestoreState()函數將進程中的頁表拷貝到CPU中去維護。最後調用machine中的Run()方法，使用OneInstruction函數模擬一次取指令和執行該指令的操作。
(3) PageTable表中，虛擬地址和物理地址的對應關係如何？Translate函數如何工作。
① Translate()函數有4個參數：
l virtAddr:用戶程序的邏輯地址；
l physAddr:轉換後的實際地址；
l size：數據類型的大小；
l writing：讀/寫內存標誌
② 判斷用戶的邏輯地址是否對齊：
l 如果size是2，virtAddr必須是2的倍數；
l 如果size是4，virtAddr必須是4的倍數。
l 沒有對齊則返回AddressErrorException。
③ 計算出虛擬地址所在頁號vpn以及所在頁面的偏移量
④ 採用不同的轉換方法做不同的處理：
l 如果採用的是線性轉換表：當vpn>=pageTableSize時，虛擬頁數過大，返回AddressErrorException；如果頁表中顯示該頁無效，返回PageFaultException；一切正常得到相應的頁表表項。
l 如果採用的是TLB轉換表：如果查找到了，得到相應的頁表表項；如果沒有查找到，返回PageFaultException
⑤ 如果得到的頁表表項是隻讀，但是設置的是writing，返回ReadOnlyException
⑥ 如果物理地址大於實際內存物理地址，返回BusErrorException
⑦ 設置表項正在使用標誌，如果writing標誌設置，設置表項中的dirty標誌
⑧ 然後在頁表中查找它們所在的物理頁框號，計算物理地址。
返回NoException。
(4) 什麼情況下會產生PageFault的exception, 是否有對應處理函數？
在Translate()函數中，採用線性轉化表時，如果查找的頁是無效的，返回PageFaultException；採用TLB表，如果沒有查到，返回PageFaultException。Translate()函數在ReadMem()函數中被調用，因而PageFaultException被返回到ReadMem()函數中進行判斷，並被傳入到RaiseException()函數中，這個函數會調用ExceptionHandler()函數，由它對傳入的異常進行處理。
在這個函數 中，由switch語句判斷傳入的是異常還是系統調用，如果是系統調用再採用一個switch-case語句判斷是何種系統調用；如果是異常直接打印出錯信息。需要說明的是，在處理完PageFaultException之後，不需要將PC+4。因爲處理完異常後，返回的最終位置是OneInStruction函數的取指階段，取指失敗後，OneInstruction會退出，再用相同PC取指令。這個時候就可以命中了。
2. 設計LRU策略下的TLB
(1) 在本次實驗中爲了減少代碼量，設定TLB和PageTable的關係如下所述：
TLB在系統中唯一，所有線程可用；PageTable爲每個進程一個；
系統尚未實現真正意義上的虛擬內存管理，系統僅運行一個用戶線程；
系統同時有TLB和 PageTable，TLB視爲對PageTable中部分代碼的高速緩存；
系統開始之初，TLB爲空，PageTable 由NachOS代碼完成原來的初始化；
系統取指時，地址的翻譯由函數Translate()進行，這時從TLB中的頁表項查找物理地址和虛擬地址的對應關係；
如果不命中，則產生PageFault異常，轉移到異常處理函數進行處理；
該處理函數需要自己寫，完成從PageTable加載對應頁表項到TLB；
線程切換時，TLB需要清空；
加載到TLB之後，需要回到中斷產生的地方，繼續執行
(2) 在machine.h .cc中完成TLB的定義和初始化，修改數據結構增加時間記錄變量
(3) 完成異常處理函數調用，以LRU方式進行TLB替換；注意必要時同步被替換項回到PageTable；//加分clock算法
(4) 時間信息可以來自stats下的totalTicks(溢出情況不考慮，該值爲int，有一定隱患)；加入必要的信息，顯示缺頁異常發生，和TLB哪個頁表項在進行替換，替換成哪個頁表項
(5) 運行程序觀測是否正常？如果不正常請跟蹤代碼，發現缺頁異常處理返回後程序沒有重新正常運行；
(6) 修改WriteMem和ReadMem，在缺頁異常處理返回後重新調用Translate()函數
答案：
LRU運行截圖：
修改的代碼：
源碼中已經給出了TLB的實現，在machine.h中增加一個宏定義，使得nachos產生一個TLB。
需要注意的是，在Translate.cc中的Translate（）函數中有一個判斷，意思是TLB和page table不能同時存在，需要將它註釋掉。
Translate.h中，在TranslateEntry中增加一個屬性lastUseTime。
Exception.cc中。判斷TLB缺頁，拋出的exception時TranslateFaultException，在switch函數中進行判斷，並且判斷是不是TLB缺失。調用LRU算法。
在machine.h中,實現TLB的構造，對lastUseTime進行賦值
在machine.cc中實現MyHandleTLB（）函數：
在Translate.cc中，修改WtriteMem（）函數，發生exception時，先判斷是不是PageFaultException，如果是，調用了RaiseException()函數後，缺頁已經解決，再次調用Translate（）函數。
ReadMem函數中修改方法相同
2. （選做）以CLOCK方式，僅使用use標誌位
運行截圖：
修改代碼：
Translate.h中，在TranslateEntry中增加一個屬性useTag
Translate.cc中的Translate()函數以及ReadMem（）WriteMem（）函數依然和LRU函數中的一樣，不需要修改。
Exception.cc中。判斷TLB缺頁，調用clock算法
Machine.h中，在machine類中增加clock算法處理TLB缺頁的函數聲明：MyClockTLB(int addr);
Machine.cc中，實現這個函數。
現在文件頭上增加一個全局變量cursor，這個是時鐘算法中的指針。
在TLB構造函數中，對useTag賦值爲0；
下面是對MyClockTLB(int addr)函數的實現
