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。

    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 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。

    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

    。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：

    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. }

    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

    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

    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

    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：

    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

    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;
    15. use crate::consts::MAX_PHYSICAL_PAGES;
    17. pub struct SegmentTreeAllocator {
    19.     m: usize,
    20.     n: usize,
    21.     offset: usize
    22. }
    24. impl SegmentTreeAllocator {
    25.     // 使用物理页号区间 [l,r) 进行初始化
    26.     pub fn init(&mut self, l: usize, r: usize) {
    27.         self.offset = l - 1;
    28.         self.n = r - l;
    29.         self.m = 1;
    30.         while self.m < self.n + 2 {
    31.             self.m = self.m << 1;
    32.         }
    33.         for i in (1..(self.m << 1)) { self.a[i] = 1; }
    34.         for i in (1..self.n) { self.a[self.m + i] = 0; }
    35.         for i in (1..self.m).rev() { self.a[i] = self.a[i << 1] & self.a[(i << 1) | 1]; }
    36.     }
    37.     // 分配一个物理页
    38.     // 自上而下寻找可用的最小物理页号
    39.     // 注意，我们假定永远不会出现物理页耗尽的情况
    40.     pub fn alloc(&mut self) -> usize {
    41.         // assume that we never run out of physical memory
    42.         if self.a[1] == 1 {
    43.             panic!("physical memory depleted!");
    44.         }
    45.         let mut p = 1;
    46.         while p < self.m {
    47.             if self.a[p << 1] == 0 { p = p << 1; } else { p = (p << 1) | 1; }
    48.         }
    49.         let result = p + self.offset - self.m;
    50.         self.a[p] = 1;
    51.         p >>= 1;
    52.         while p > 0 {
    53.             self.a[p] = self.a[p << 1] & self.a[(p << 1) | 1];
    54.             p >>= 1;
    55.         }
    56.         result
    57.     }
    58.     // 回收物理页号为 n 的物理页
    59.     // 自下而上进行更新
    60.         let mut p = n + self.m - self.offset;
    61.         assert!(self.a[p] == 1);
    62.         self.a[p] = 0;
    63.         p >>= 1;
    64.         while p > 0 {
    65.             self.a[p] = self.a[p << 1] & self.a[(p << 1) | 1];
    66.             p >>= 1;
    67.         }
    68.     }
    69. }

    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。

    我们注意到在内核中开了一块比较大的静态内存， 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：

    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？

    我们回收的页面接下来马上就又被分配出去了。

    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。