物理内存探测与管理

我们知道，物理内存通常是一片 RAM ，我们可以把它看成一个以字节为单位的大数组，通过物理地址找到对应的位置进行读写。但是，物理地址并不仅仅只能访问物理内存，也可以用来访问其他的外设，因此你也可以认为物理内存也算是一种外设。

这样设计是因为：如果访问其他外设要使用不同的指令（如 x86 单独提供了in, out 指令来访问不同于内存的IO地址空间），会比较麻烦，于是很多 CPU（如 RISC-V，ARM，MIPS 等）通过 MMIO(Memory Mapped I/O) 技术将外设映射到一段物理地址，这样我们访问其他外设就和访问物理内存一样啦！

我们先不管那些外设，来看物理内存。

物理内存探测

操作系统怎样知道物理内存所在的那段物理地址呢？在 RISC-V 中，这个一般是由 bootloader ，即 OpenSBI 来完成的。它来完成对于包括物理内存在内的各外设的扫描，将扫描结果以 DTB(Device Tree Blob) 的格式保存在物理内存中的某个地方。随后 OpenSBI 会将其地址保存在 a1 寄存器中，给我们使用。

这个扫描结果描述了所有外设的信息，当中也包括 Qemu 模拟的 RISC-V 计算机中的物理内存。

Qemu 模拟的 RISC-V virt 计算机中的物理内存

通过查看virt.c的virt_memmap[]的定义，可以了解到 Qemu 模拟的 RISC-V virt 计算机的详细物理内存布局。可以看到，整个物理内存中有不少内存空洞（即含义为unmapped的地址空间），也有很多外设特定的地址空间，现在我们看不懂没有关系，后面会慢慢涉及到。目前只需关心最后一块含义为DRAM的地址空间，这就是 OS 将要管理的 128MB 的内存空间。

起始地址 终止地址 含义
0x0 0x100 QEMU VIRT_DEBUG
0x100 0x1000 unmapped
0x1000 0x12000 QEMU MROM (包括 hard-coded reset vector; device tree)
0x12000 0x100000 unmapped
0x100000 0x101000 QEMU VIRT_TEST
0x101000 0x2000000 unmapped
0x2000000 0x2010000 QEMU VIRT_CLINT
0x2010000 0x3000000 unmapped
0x3000000 0x3010000 QEMU VIRT_PCIE_PIO
0x3010000 0xc000000 unmapped
0xc000000 0x10000000 QEMU VIRT_PLIC
0x10000000 0x10000100 QEMU VIRT_UART0
0x10000100 0x10001000 unmapped
0x10001000 0x10002000 QEMU VIRT_VIRTIO
0x10002000 0x20000000 unmapped
0x20000000 0x24000000 QEMU VIRT_FLASH
0x24000000 0x30000000 unmapped
0x30000000 0x40000000 QEMU VIRT_PCIE_ECAM
0x40000000 0x80000000 QEMU VIRT_PCIE_MMIO
0x80000000 0x88000000 DRAM 缺省 128MB，大小可配置

不过为了简单起见，我们并不打算自己去解析这个结果。因为我们知道，Qemu 规定的 DRAM 物理内存的起始物理地址为 0x80000000 。而在 Qemu 中，可以使用 -m 指定 RAM 的大小，默认是

物理内存探测与管理 - 图1

。因此，默认的 DRAM 物理内存地址范围就是 [0x80000000,0x88000000) 。我们直接将 DRAM 物理内存结束地址硬编码到内核中：

1. // src/lib.rs

3. mod consts;

5. // src/consts.rs

7. pub const PHYSICAL_MEMORY_END: usize = 0x88000000;

但是，有一部分 DRAM 空间已经被占用，不能用来存别的东西了！

  • 物理地址空间 [0x80000000,0x80200000) 被 OpenSBI 占用；
  • 物理地址空间 [0x80200000,KernelEnd) 被内核各代码与数据段占用；
  • 其实设备树扫描结果 DTB 还占用了一部分物理内存，不过由于我们不打算使用它，所以可以将它所占用的空间用来存别的东西。

于是，我们可以用来存别的东西的物理内存的物理地址范围是：[KernelEnd, 0x88000000) 。这里的 KernelEnd​ 为内核代码结尾的物理地址。在 linker64.ld 中定义的 end 符号为内核代码结尾的虚拟地址，我们需要通过偏移量来将其转化为物理地址。

我们来将可用的物理内存地址范围打印出来：

1. // src/consts.rs

3. pub const KERNEL_BEGIN_PADDR: usize = 0x80200000;
4. pub const KERNEL_BEGIN_VADDR: usize = 0x80200000;

6. // src/init.rs

8. use crate::consts::*;

10. #[no_mangle]
11. pub extern "C" fn rust_main() -> ! {
12. extern "C" {
13. fn end();
14. }
15. println!(
16. "free physical memory paddr = [{:#x}, {:#x})",
17. end as usize - KERNEL_BEGIN_VADDR + KERNEL_BEGIN_PADDR,
18. PHYSICAL_MEMORY_END
19. );
20. crate::interrupt::init();
21. crate::timer::init();
22. loop {}
23. }

可用物理内存地址

free physical memory paddr = [0x8020b000, 0x88000000)

物理页帧与物理页号

通常，我们在分配物理内存时并不是以字节为单位，而是以一物理页帧(Frame)，即连续的

物理内存探测与管理 - 图2

字节为单位分配。我们希望用物理页号(Physical Page Number, PPN) 来代表一物理页，实际上代表物理地址范围在

物理内存探测与管理 - 图3

的一物理页。

不难看出，物理页号与物理页形成一一映射。为了能够使用物理页号这种表达方式，每个物理页的开头地址必须是

物理内存探测与管理 - 图4

的倍数。但这也给了我们一个方便：对于一个物理地址，其除以

物理内存探测与管理 - 图5

(或者说右移

物理内存探测与管理 - 图6

位) 的商即为这个物理地址所在的物理页号。

以这种方式，我们看一下可用物理内存的物理页号表达。将 init.rs 中的输出语句略做改动：

1. // src/init.rs

3. println!(
4. "free physical memory ppn = [{:#x}, {:#x})",
5. ((end as usize - KERNEL_BEGIN_VADDR + KERNEL_BEGIN_PADDR) >> 12) + 1,
6. PHYSICAL_MEMORY_END >> 12
7. );

可用物理页号区间

free physical memory ppn = [0x8020c, 0x88000)

物理内存页式管理

对于物理内存的页式管理而言，我们所要支持的操作是：

  1. 分配一个物理页，返回其物理页号；
  2. 给定一个物理页号，回收其对应的物理页。
  3. 给定一个页号区间进行初始化。

我们考虑用一颗非递归线段树来维护这些操作。节点上的值存的是

物理内存探测与管理 - 图7

表示这个节点对应的区间内是否还有空闲物理页（0=空闲，1=被占用）。

1. // src/const.rs

3. pub const MAX_PHYSICAL_MEMORY: usize = 0x8000000;
4. pub const MAX_PHYSICAL_PAGES: usize = MAX_PHYSICAL_MEMORY >> 12;

6. // src/lib.rs

8. mod memory;

10. // src/memory/mod.rs

12. mod frame_allocator;

14. // src/memory/frame_allocator.rs

16. use crate::consts::MAX_PHYSICAL_PAGES;

18. pub struct SegmentTreeAllocator {
19. a: [u8; MAX_PHYSICAL_PAGES << 1],
20. m: usize,
21. n: usize,
22. offset: usize
23. }

25. impl SegmentTreeAllocator {
26. // 使用物理页号区间 [l,r) 进行初始化
27. pub fn init(&mut self, l: usize, r: usize) {
28. self.offset = l - 1;
29. self.n = r - l;
30. self.m = 1;
31. while self.m < self.n + 2 {
32. self.m = self.m << 1;
33. }
34. for i in (1..(self.m << 1)) { self.a[i] = 1; }
35. for i in (1..self.n) { self.a[self.m + i] = 0; }
36. for i in (1..self.m).rev() { self.a[i] = self.a[i << 1] & self.a[(i << 1) | 1]; }
37. }
38. // 分配一个物理页
39. // 自上而下寻找可用的最小物理页号
40. // 注意，我们假定永远不会出现物理页耗尽的情况
41. pub fn alloc(&mut self) -> usize {
42. // assume that we never run out of physical memory
43. if self.a[1] == 1 {
44. panic!("physical memory depleted!");
45. }
46. let mut p = 1;
47. while p < self.m {
48. if self.a[p << 1] == 0 { p = p << 1; } else { p = (p << 1) | 1; }
49. }
50. let result = p + self.offset - self.m;
51. self.a[p] = 1;
52. p >>= 1;
53. while p > 0 {
54. self.a[p] = self.a[p << 1] & self.a[(p << 1) | 1];
55. p >>= 1;
56. }
57. result
58. }
59. // 回收物理页号为 n 的物理页
60. // 自下而上进行更新
61. pub fn dealloc(&mut self, n: usize) {
62. let mut p = n + self.m - self.offset;
63. assert!(self.a[p] == 1);
64. self.a[p] = 0;
65. p >>= 1;
66. while p > 0 {
67. self.a[p] = self.a[p << 1] & self.a[(p << 1) | 1];
68. p >>= 1;
69. }
70. }
71. }

事实上每次分配的是可用的物理页号最小的页面，具体实现方面就不赘述了。

我们还需要将这个类实例化并声明为 static ，因为它在整个程序 运行过程当中均有效。

1. // os/Cargo.toml

3. [dependencies]
4. spin = "0.5.2"

6. // src/memory/frame_allocator.rs

8. use spin::Mutex;

10. pub static SEGMENT_TREE_ALLOCATOR: Mutex<SegmentTreeAllocator> = Mutex::new(SegmentTreeAllocator {
11. a: [0; MAX_PHYSICAL_PAGES << 1],
12. m: 0,
13. n: 0,
14. offset: 0
15. });

我们注意到在内核中开了一块比较大的静态内存，a 数组。那么 a 数组究竟有多大呢？实际上 a 数组的大小为最大可能物理页数的二倍，因此 a 数组大小仅为物理内存大小的

物理内存探测与管理 - 图8

，可说是微乎其微。

我们本来想把 SEGMENT_TREE_ALLOCATOR 声明为 static mut 类型，这是因为首先它需要是 static 类型的；其次，它的三个方法 init, alloc, dealloc 都需要修改自身。

但是，对于 static mut 类型的修改操作是 unsafe 的。我们之后会提到线程的概念，对于 static 类型的静态数据，所有的线程都能访问。当一个线程正在访问这段数据的时候，如果另一个线程也来访问，就可能会产生冲突，并带来难以预测的结果。

所以我们的方法是使用 spin::Mutex<T> 给这段数据加一把锁，一个线程试图通过 .lock() 打开锁来获取内部数据的可变引用，如果钥匙被别的线程所占用，那么这个线程就会一直卡在这里；直到那个占用了钥匙的线程对内部数据的访问结束，锁被释放，将钥匙交还出来，被卡住的那个线程拿到了钥匙，就可打开锁获取内部引用，访问内部数据。

这里使用的是 spin::Mutex<T> ， 我们在 Cargo.toml 中添加依赖。幸运的是，它也无需任何操作系统支持（即支持 no_std），我们可以放心使用。

我们在 src/memory/mod.rs 里面再对这个类包装一下：

1. // src/memory/mod.rs

3. use frame_allocator::SEGMENT_TREE_ALLOCATOR as FRAME_ALLOCATOR;
4. use riscv::addr::{
5. // 分别为虚拟地址、物理地址、虚拟页、物理页帧
6. // 非常方便，之后会经常用到
7. // 用法可参见 https://github.com/rcore-os/riscv/blob/master/src/addr.rs
8. VirtAddr,
9. PhysAddr,
10. Page,
11. Frame
12. };

14. pub fn init(l: usize, r: usize) {
15. FRAME_ALLOCATOR.lock().init(l, r);
16. println!("++++ setup memory!    ++++");
17. }
18. pub fn alloc_frame() -> Option<Frame> {
19. //将物理页号转为物理页帧
20. Some(Frame::of_ppn(FRAME_ALLOCATOR.lock().alloc()))
21. }
22. pub fn dealloc_frame(f: Frame) {
23. FRAME_ALLOCATOR.lock().dealloc(f.number())
24. }

现在我们来测试一下它是否能够很好的完成物理页分配与回收：

1. // src/init.rs

3. use crate::memory::{
4. alloc_frame,
5. dealloc_frame
6. };

8. #[no_mangle]
9. pub extern "C" fn rust_main() -> ! {
10. extern "C" {
11. fn end();
12. }
13. println!("kernel end vaddr = {:#x}", end as usize);
14. println!(
15. "free physical memory ppn = [{:#x}, {:#x})",
16. ((end as usize - KERNEL_BEGIN_VADDR + KERNEL_BEGIN_PADDR) >> 12) + 1,
17. PHYSICAL_MEMORY_END >> 12
18. );
19. crate::interrupt::init();

21. crate::memory::init(
22. ((end as usize - KERNEL_BEGIN_VADDR + KERNEL_BEGIN_PADDR) >> 12) + 1,
23. PHYSICAL_MEMORY_END >> 12
24. );
25. frame_allocating_test();
26. crate::timer::init();

28. unsafe {
29. asm!("ebreak"::::"volatile");
30. }
31. panic!("end of rust_main");
32. loop {}
33. }

35. fn frame_allocating_test() {
36. println!("alloc {:x?}", alloc_frame());
37. let f = alloc_frame();
38. println!("alloc {:x?}", f);
39. println!("alloc {:x?}", alloc_frame());
40. println!("dealloc {:x?}", f);
41. dealloc_frame(f.unwrap());
42. println!("alloc {:x?}", alloc_frame());
43. println!("alloc {:x?}", alloc_frame());
44. }

我们尝试在分配的过程中回收，之后再进行分配，结果如何呢？

物理页分配与回收测试

1. free physical memory paddr = [0x8021f020, 0x88000000) 2. free physical memory ppn = [0x80220, 0x88000) 3. ++++ setup interrupt! ++++ 4. ++++ setup timer! ++++ 5. ++++ setup memory! ++++ 6. alloc Some(Frame(PhysAddr(80220000))) 7. alloc Some(Frame(PhysAddr(80221000))) 8. alloc Some(Frame(PhysAddr(80222000))) 9. dealloc Some(Frame(PhysAddr(80221000))) 10. alloc Some(Frame(PhysAddr(80221000))) 11. alloc Some(Frame(PhysAddr(80223000))) 12. * 100 ticks * 13. * 100 ticks * 14. ...

我们回收的页面接下来马上就又被分配出去了。

如果结果有问题的话，在这里能找到现有的代码。

不过，这种物理内存分配给人一种过家家的感觉。无论表面上分配、回收做得怎样井井有条，实际上都并没有对物理内存产生任何影响！不要着急，我们之后会使用它们的。