# 五、 來源：[JOS學習筆記（五）](http://blog.csdn.net/roger__wong/article/details/8656339) > 神說、內存之間要有映射、將地址空間分為虛實。 > 神就造出兩級頁表、將變換前的地址、變換后的地址分開了．事就這樣成了。 > 有晚上、有早晨、是第二日。 來到了lab2，內存管理，該實驗分為兩部分，第一部分為物理內存管理，第二部分為虛擬內存管理，本篇先描述lab1。 做本章實驗一定頭腦中要時刻清晰的記住兩個內存分布圖：物理內存分布圖以及虛擬內存分布圖。 物理內存的分布在前面的筆記中有介紹，這里拷貝過來： ``` +------------------+ <- 0xFFFFFFFF (4GB) | 32-bit | | memory mapped | | devices | | | /\/\/\/\/\/\/\/\/\/\ /\/\/\/\/\/\/\/\/\/\ | | | Unused | | | +------------------+ <- depends on amount of RAM | | | | | Extended Memory | |------------------| | kernnel | +------------------+ <- 0x00100000 (1MB) | BIOS ROM | +------------------+ <- 0x000F0000 (960KB) | 16-bit devices, | | expansion ROMs | +------------------+ <- 0x000C0000 (768KB) | VGA Display | +------------------+ <- 0x000A0000 (640KB) | | | Low Memory | |------------------| <-0x00010000 (elf herader here!) |------------------| <-0x00007c00 (boot loader here!) | bootmain stack | +------------------+ <- 0x00000000 ``` 虛擬內存分布參見memlayout.h文件，這里也拷貝過來：  好，記住這兩個圖然后開始做實驗。 ## 1、實驗內容 實驗內容很簡單，只是讓你完成下列幾個函數 ``` boot_alloc() mem_init() page_init() page_alloc() page_free() ``` mem_init()會調用你寫的函數，然后再調用check_page_free_list和check_page_alloc兩個函數來判斷你完成的函數的邏輯對不對，基本上通過驗證就沒問題了。 ## 2、原理。 JOS使用Page數據結構來管理內存，一個Page代表一個PGSIZE（4K）大小的物理頁面，Page數據結構的定義在memlayout.h中，共有兩個域，第一個域是pp_link，指向下一個空閑Page結構的指針，第二個域是一個short整形，代表當前此物理頁面的引用次數，若為0則是沒有被引用也就是空閑頁面。 其次使用free_page_list維護一個空閑物理內存的鏈表，free_page_list本身就是一個Page指針，然后通過Page結構體里面的pp_link域構成空閑鏈表。 再次一個Page代表4K，在pmap.c中的i386_memory_detect函數中檢測內存后，使用總物理內存/4k得到所需要的Page數量，賦值給npages，換句話說npages代表所需Page結構體的數量。 最后所有Page在內存（物理內存）中的存放是連續的，存放于pages處，可以通過數組的形式訪問各個Page，而pages緊接于end[]符號之上，end符號是編譯器導出符號，其值約為kernel的bss段在內存（虛擬內存）中的地址+bss段的段長，對應物理和虛擬內存布局也就是在kernel向上的緊接著的高地址部分連續分布著pages數組。 除此之外JOS提供page2pa,pa2page等函數可以進行Page數據結構的指針向物理地址的轉換，或反轉換等。 ## 3、具體函數實現 首先被調用的是boot_alloc()，它要在什么都沒做好的情況下開辟出n字節的空閑空間，并返回其首地址。 做法很簡單，end符號向上均為未使用空間，只要返回這些空間就行。 首先將end符號向上和4K字節對齊（JOS已經幫我們完成），然后將這個地址（也就是nextfree）加上你要分配的空間并依然4K字節對齊，接著返回原先的nextfree即可。 ``` char* result; result=nextfree; nextfree+=ROUNDUP(n,PGSIZE); return result; ``` 然后完成mem_init()中的部分代碼，可以看到mem_init()中首先檢查可用內存大小，然后調用boot_alloc()分配了一個頁面給kern_pgdir，這個在part2中會用，現在沒啥用。 接下來需要我們給pages分配空間。通過以上原理分析，很容易得出代碼： ``` pages=(struct Page*)boot_alloc(npages*sizeof(struct Page); ``` 接著完成page_init()。 在page_init()里系統首先給我們初始化了pages數組以及page_free_list，可以看到這個page_free_list指向了所有的Page結構，換句話說此時認為所有的頁面都是空閑可分配的，這當然是不對的，所以就要從中把一些我們已經用的內存頁面從中剔除出去，這包括0地址向上的第一個頁面（包括IDT等），IO hole（0xA0000--0x100000，包括vga display ,bios等），kernel地址之上的部分（kernel本身+kern_pgdir+pages）。巧合的是，IO hole，和kernel之上部分是連續的地址，因為kernel就加載在0x100000處，所以其實只需要剔除兩塊地址，第一塊是0地址開始的第一個頁面，第二塊就是io hole開始的向上的一組連續的頁面。 分析一下page_free_list的代碼邏輯，不難發現這個鏈表是從pages數組的末尾開始從高地址指向低地址，所以我們先計算出要剔除的Page的地址，然后通過指針操作剔除即可。  首先剔除第一個頁面，只需讓第二個頁面（下標為1）的pp_link域指向空，因為原本其指向的是第一個頁面，而第一個頁面的pp_link域指向空，也等價與pages[1].pp_link=pages[0].pp_link 其次剔除一組連續頁面，使用pgstart和pgend代表這組連續地址空間的首尾所在的Page結構（所謂首是低地址，所謂尾是高地址）。 首地址也就是IOPHYSMEM所在地址，注意IOPHYSMEM已經是物理地址了，所以只需要使用pa2page得到Page結構即可。 pgend是較高位的地址，首先將end符號地址轉化成物理地址(-KERNBASE)，然后再加上剛才分配的kern_pgdir（一個PGSIZE）和pages數組所占用的空間即可。當然更嚴謹點應該4K字節對齊的，不過不對其也能落在正確的4K范圍內，不影響程序正確性。 其次注意到pgstart和pgend這兩個Page也是要剔除的，所以需要找到pgend的上一個Page，和pgstart的下一個Page，這兩個Page應該是空閑的。因為所有Page的組織是按數組進行組織，所以只需要進行+1和-1的地址操作即可。 接著改變pp_link域，跳過中間的區域即可。 接下來是很簡單的page_alloc()。 代碼邏輯很簡單，從page_free_list頭剔除一個Page，然后改變page_free_list使其為其pp_link即可。  接著是Page_free，直接上圖：  至此part1結束：  一點感想： 在用戶態編程反而覺得內存的分配是理所當然的，然而在OS內核中寫相關代碼時，產生的一種很奇妙的感覺就是這個過程是由程序員自己掌控的，并且分配的結果會反而影響后面的代碼邏輯。 What an amazing experience !