在一个基础的只能执行普通指令的模拟器中添加访问内存的功能。
项目文件如下:
dataStructure.h
定义了PCB和文件跟踪的数据结构
fileIO.h
fileIO.c
读取输入文件以及写入最终结果
simulator.c
init()
初始化各种数据结构
simulate()
主体程序，模拟每一个进程的执行。
diskToMemory()
从硬盘中读取一个页面到磁盘中。
readPage()
执行一条访存或者计算指令
mmu.h
mmu.c
页表，页面地址翻译，OS内存管理以及TLB模拟Base simulator
初始化
这里指的是需要我们在这基础上进行修改的代码。基础模拟器会读取输入的指令，并读取进程的信息，包括指令序列和指令类型。
进程调度
该模拟器是一个多进程的模拟器，所以需要进程调度的一些内容。根据三种状态模型简要的把进程分为就绪(ready), 阻塞(blocked), 以及运行(running)。在程序开始时，将所有进程装入就绪队列，随后，当没有正在运行的程序时，将就绪队列取出第一个进程加入运行队列，然后开始执行。
那么执行到什么时候呢，当以下事件发生，需要进行调度。
- 时间片耗尽
- 发生了中断(在这里指硬盘中断)
- Page fault导致无法继续执行。
- 程序运行结束。
当发生了以上事件时，需要进行调度，调度方法就是把运行队列的第一个元素加入就绪队列的队尾(除非它已经完成了), 然后将就绪队列的第一个元素设置为运行状态。
需要增加的内容
我们在这基础上需要增加内存访问的实现。包括虚拟地址到物理地址的翻译，Page fault的触发和处理，磁盘模拟，以及MMU的模拟
MMU实现
在输入的参数中有一级到三级页表不定的输入，而且每一级页表的长度不是固定的，因此需要给出一个兼容性的实现。那么地址翻译的过程就是取出N1_bits，然后作为数组下标访问第二级页表，再取出N2_bits去访问第三级页表，取出N3_bits去访问物理页，最后通过页偏移确定在物理页中的物理地址。
Page fault的触发和处理。
当最后一级页表的页表项的最低位(present位)为0时，说明页面不存在，页面访问无法进行下去，那就会触发page fault。page fault需要向磁盘发出请求，等待磁盘进行处理。随后进程进入阻塞队列。
磁盘模拟
一旦磁盘处理完磁盘请求，将触发磁盘中断。在中断处理中，操作系统将申请一个新的物理页，并把数据读入物理页，然后填上对应的最后一级页表项。然后该阻塞的进程就会被移入就绪队列的队尾了。
内存管理
内存管理包括物理页的申请和释放。这里包括两种策略。这里空闲物理页和正在使用的物理页都由双向链表来维护。
LRU
LRU保证释放的页面是最久没有使用的页面了。LRU为了效率，还需要一个哈希表来快速定位双向链表。哈希表的key是物理页地址，value是双向链表的链表项。每当进行一次内存访问，LRU需要将该物理页移动到正在使用的页面的队尾，然后进行页面替换时替换掉第一个物理页。
Clock
Clock算法是LRU算法的一种简单实现。在链表项中增加一个使用标记。访问一个页面时将标记置为true。需要进行页面置换时从链表头开始遍历，遇到true的标记就全部设置为false，如果遇到false的页面就将其置换。随后把链表的首尾相连，将链表尾设置为当前节点的前一个节点，链表头设置为下一个节点。
页面分配
如果有空闲的物理页，也就是free_pages不为空的话，从空闲物理页取下一页用来分配。如果没有空闲的物理页，就调用LRU或者Clock算法进行页面置换。
页面释放
将一个物理页从正在使用的链表移动到空闲链表即可。同时将哈希表项置为NULL
TLB实现
假设有三级页表，那么一次内存指令需要访问四次内存。那么如果有TLB的话使用TLB记录最近使用的页表项，就能快速定位到物理页。
TLB表项为虚拟页地址以及物理页地址。然后还需要一个有效位标记。
这里的TLB也用双向链表实现，每次访存时遍历一次TLB，如果有匹配的返回对应的物理页地址；否则TLB Miss，需要在访存以后填入TLB。将TLB表项移动到队列末尾，使用LRU算法进行置换。
在进行进程切换的时候，需要将TLB刷掉，因为不同进程的地址空间不一样。
其它遇到的小问题
Clion中找不到函数定义的问题
Clion中通过CMakeList.txt进行项目文件的定位，要么创建一个CMakeList.txt，要么将Makefile转化成compile_command.json，然后在打开项目的时候打开CMakeList.txt或者compile_command.json，就可以找到符号了。
readline内存泄漏的问题
readline会分配内存到你给定的指针里，但是这个指针指向的内存是需要你手动释放的，如果没有释放会造成内存泄漏。
