來到了lab2，記憶體管理，該實驗分為兩部分，第一部分為物理記憶體管理，第二部分為虛擬記憶體管理，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記憶體分布圖：物理記憶體分布圖以及虛擬記憶體分布圖。
物理記憶體的分布在前面的筆記中有介紹，這裡拷貝過來：
+------------------+好，記住這兩個圖然後開始做實驗。| 32-bit |
| devices |
| |
/\/\/\/\/\/\/\/\/\/\
/\/\/\/\/\/\/\/\/\/\
| |
| unused |
| |
+------------------+
| |
| |
| extended memory |
|------------------|
| kernnel |
+------------------+
| bios rom |
+------------------+
| 16-bit devices, |
| expansion roms |
+------------------+
| vga display |
+------------------+
| |
| low memory |
|------------------|
|------------------|| bootmain stack |
+------------------+
虛擬記憶體分布參見memlayout.h檔案，這裡也拷貝過來：
1、實驗內容
實驗內容很簡單，只是讓你完成下列幾個函式
boot_alloc()
mem_init()
page_init()
page_alloc()
page_free()
mem_init(）會呼叫你寫的函式，然後再呼叫check_page_free_list和check_page_alloc兩個函式來判斷你完成的函式的邏輯對不對，基本上通過驗證就沒問題了。
2、原理。
jos使用page資料結構來管理記憶體，乙個page代表乙個pgsize（4k）大小的物理頁面，page資料結構的定義在memlayout.h中，共有兩個域，第乙個域是pp_link，指向下乙個空閒page結構的指標，第二個域是乙個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閒頁面。
其次使用free_page_list維護乙個空閒物理記憶體的鍊錶，free_page_list本身就是乙個page指標，然後通過page結構體裡面的pp_link域構成空閒鍊錶。
再次乙個page代表4k，在pmap.c中的i386_memory_detect函式中檢測記憶體後，使用總物理記憶體/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。
最後所有page在記憶體（物理記憶體）中的存放是連續的，存放於pages處，可以通過陣列的形式訪問各個page，而pages緊接於end符號之上，end符號是編譯器匯出符號，其值約為kernel的bss段在記憶體（虛擬記憶體）中的位址+bss段的段長，對應物理和虛擬記憶體布局也就是在kernel向上的緊接著的高位址部分連續分布著pages陣列。
除此之外jos提供page2pa,pa2page等函式可以進行page資料結構的指標向實體地址的轉換，或反轉換等。
3、具體函式實現
首先被呼叫的是boot_alloc()，它要在什麼都沒做好的情況下開闢出n位元組的空閒空間，並返回其首位址。
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位元組對齊（jos已經幫我們完成），然後將這個位址（也就是nextfree）加上你要分配的空間並依然4k位元組對齊，接著返回原先的nextfree即可。
[cpp]view plain
copy
char
* result;
result=nextfree;
nextfree+=roundup(n,pgsize);
return
result;
然後完成mem_init()中的部分**，可以看到mem_init()中首先檢查可用記憶體大小，然後呼叫boot_alloc()分配了乙個頁面給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**：
[cpp]view plain
copy
pages=(
struct
page*)boot_alloc(npages*
sizeof
(struct
page);
接著完成page_init()。
在page_init()裡系統首先給我們初始化了pages陣列以及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閒可分配的，這當然是不對的，所以就要從中把一些我們已經用的記憶體頁面從中剔除出去，這包括0位址向上的第乙個頁面（包括idt等），io hole（0xa0000--0x100000，包括vga display ,bios等），kernel位址之上的部分（kernel本身+kern_pgdir+pages）。巧合的是，io hole，和kernel之上部分是連續的位址，因為kernel就載入在0x100000處，所以其實只需要剔除兩塊位址，第一塊是0位址開始的第乙個頁面，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**邏輯，不難發現這個鍊錶是從pages陣列的末尾開始從高位址指向低位址，所以我們先計算出要剔除的page的位址，然後通過指標操作剔除即可。
首先剔除第乙個頁面，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乙個頁面，而第乙個頁面的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代表這組連續位址空間的首尾所在的page結構（所謂首是低位址，所謂尾是高位址）。
首位址也就是iophysmem所在位址，注意iophysmem已經是實體地址了，所以只需要使用pa2page得到page結構即可。
pgend是較高位的位址，首先將end符號位址轉化成實體地址(-kernbase)，然後再加上剛才分配的kern_pgdir（乙個pgsize）和pages陣列所占用的空間即可。當然更嚴謹點應該4k位元組對齊的，不過不對其也能落在正確的4k範圍內，不影響程式正確性。
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的上乙個page，和pgstart的下乙個page，這兩個page應該是空閒的。因為所有page的組織是按陣列進行組織，所以只需要進行+1和-1的位址操作即可。
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()。
**邏輯很簡單，從page_free_list頭剔除乙個page，然後改變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：
在使用者態程式設計反而覺得記憶體的分配是理所當然的，然而在os核心中寫相關**時，產生的一種很奇妙的感覺就是這個過程是由程式設計師自己掌控的，並且分配的結果會反而影響後面的**邏輯。
what an amazing experience !
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