操作系统学习16 物理内存探测与分配器（PMM）

一、本章说明

1. 前置知识

本章接续 lesson15（8253 PIT + 抢占式多任务）。前面已经能进保护模式、处理中断并做任务切换，但物理内存地址仍依赖“假定机器有多少 RAM”的硬编码——换一台虚拟机配置就可能踩到空洞或设备预留区。

2. 本章目标

完成本章后，我们将能够：

• 在实模式下用 BIOSINT 15h, AX=E820h探测真实物理内存布局（ARDS）
• 把杂乱的内存段清洗为4KB 物理页帧（Page Frame）
• 用**位图（Bitmap）**实现物理内存分配器（PMM）：pmm_init/pmm_alloc_page/pmm_free_page
• 在内核中打印 ARDS、总内存与分配/释放结果，在 Bochs 中验证

3. 目录结构

lesson16/ ├── Makefile ├── boot/ │ ├── loader.s # 读盘 + E820 探测 + 进保护模式 │ └── pm.inc # 段描述符宏 ├── kernel/ │ ├── main.c # 打印 ARDS / PMM 状态，演示 alloc/free │ ├── pmm.c / pmm.h # 位图物理页分配器 │ ├── kernel_end.s # 导出 kernel_end（位图紧随内核放置） │ ├── utilities.s # 显存输出等（沿用前几章） │ └── utilities.h └── README.md

4. 与 lesson15 的差异

二、为什么不能直接“使用”所有内存？

系统开机时，物理 RAM 并不是连续且完全可用的。部分区域被固件、显存或主板设备占用：

0x00000000 +-----------------------------------+ | IVT / BIOS Data Area | <- 需谨慎使用 0x000A0000 +-----------------------------------+ | Video RAM (VGA 640KB~1MB) | <- 不可作普通 RAM 0x00100000 +-----------------------------------+ | Extended Memory（内核通常在此） | <- 可用 Usable | ... | +-----------------------------------+ | ACPI / Reserved / Device MMIO | <- 硬件预留 +-----------------------------------+

盲目向0xA0000写数据会花屏；写入 Reserved 区可能直接崩溃。因此：先探测、后分配。

三、BIOS INT 15h（E820）探测物理内存

1. ARDS 是什么？

ARDS全称Address Range Descriptor Structure（地址范围描述符结构）。

可以把它理解成 BIOS 给出的一张「内存地契」：一条 ARDS = 物理地址空间里的一段连续区域，说明这段从哪开始、有多长、能不能当普通 RAM 用。

E820 不会一次把整张内存地图塞给你，而是迭代返回多条 ARDS；把它们拼起来，就是整机的物理内存布局。例如典型机器可能返回：

内核只把Type = 1（Usable）的页交给分配器；其它类型一律视为不可分配。

如何判定「无效 / 空」条目（检测为 0）

BIOS 不会用「全 0 结构」作为官方结束符——正常结束看的是EBX == 0（或 CF=1）。
但缓冲区里仍可能出现全 0 槽位（未写入的残留、被跳过的洞）。判定方式：

/* type==0 或 length==0 → 无效，直接跳过 */staticinlineintards_is_valid(constards_t*e){returne->type!=0&&e->length!=0;}

截图里[6][7]的type=0就是这类脏槽。真正的条目数应以 loader 写入的ARDS count为准；若 count 被破坏，再按ards_is_valid过滤并钳制上限。

2. ARDS 结构（20 字节）

每条 ARDS 固定20 字节（本课按经典 E820 请求；部分 BIOS 还可返回 24 字节扩展属性，此处不展开）：

本课约定内存地图布局（均在内核0xC200之前）：

3. 迭代查询流程

每次调用返回一条 ARDS，并用EBX作为 continuation；EBX == 0表示结束。

4. 本课实现（boot/loader.s）

在读盘成功、enter_pm之前调用detect_memory：

ARDS_COUNT EQU 0x8000 ARDS_BUFFER EQU 0x8010 detect_memory: xor ebx, ebx xor ax, ax mov ds, ax mov es, ax mov di, ARDS_BUFFER mov word [ARDS_COUNT], 0 .e820_loop: mov eax, 0xE820 mov ecx, 20 mov edx, 0x534D4150 ; 'SMAP' int 0x15 jc .e820_done cmp eax, 0x534D4150 jne .e820_error ; type==0 或 length==0 → 跳过（不前进 DI，下次覆盖写） cmp dword [es:di + 16], 0 je .e820_skip cmp dword [es:di + 8], 0 jne .e820_accept cmp dword [es:di + 12], 0 je .e820_skip .e820_accept: add di, 20 inc word [ARDS_COUNT] .e820_skip: test ebx, ebx jnz .e820_loop .e820_done: ret

对应 C 侧判定（与 20 字节条目一一对应）：

typedefstruct{uint64_tbase_addr;uint64_tlength;uint32_ttype;}__attribute__((packed))ards_t;/* 检测是否为 0 / 无效条目 */staticinlineintards_is_valid(constards_t*e){returne->type!=0&&e->length!=0;}

四、物理页分配器（PMM）

x86 常见以4KB为一页。若物理上界为 128MB：

总页数 = 128 × 1024 × 1024 4096 = 32768 \text{总页数} = \frac{128 \times 1024 \times 1024}{4096} = 32768总页数=4096128×1024×1024​=32768

1. 位图约定

• 1 bit ↔ 1 个 4KB 页
• 0= 空闲，1= 已占用 / 不可用

8 bit 管理 (8 \times 4\text{KB} = 32\text{KB})；管理 128MB 仅需约4KB位图。

2. 数据结构（kernel/pmm.h）

typedefstruct{uint8_t*bitmap;uint32_tbitmap_size;uint32_ttotal_pages;uint32_tfree_pages;uint32_tmax_mem_size;}pmm_manager_t;

kernel_end由链接末尾的kernel_end.s导出，位图放在页对齐后的内核末尾，避免踩内核代码/数据。

3. 初始化四步（pmm_init）

1. 扫描type == 1的 ARDS，得到最大物理上界 →total_pages/bitmap_size
2. 位图默认全部置0xFF（全部占用，安全第一）
3. 再把可用段对应页清 0，并累计free_pages
4. 把低端内存 + 内核 + 位图自身重新置 1

半页处理：可用段起始页向上对齐、结束页向下对齐，避免把非完整页标成空闲。

4. 分配与释放

void*pmm_alloc_page(void);/* 找第一个空闲 bit，置 1，返回页物理地址 */voidpmm_free_page(void*p);/* 页对齐检查后清 0，free_pages++ */

分配是线性扫描位图（教学实现，清晰优先；后续可改为 buddy / 空闲链表等）。

5. kernel_end

kernel_end.s 本身

链接时把一个空标签放到内核映像最后，标签的地址就是“内核结束地址”。
对于kernel_end.s本身：

• global kernel_end：把符号导出，给 C 用
• kernel_end:：只是一个标签，后面没有任何指令/数据
• 所以它不占有效内容，只是一个地址标记

它靠链接顺序“钉”在末尾：

kernel.bin: main.o utilities.o pmm.o kernel_end.o$(LD)$(LDFLAGS)-Ttext0xC200...$(TARGET)main.o$(TARGET)utilities.o$(TARGET)pmm.o$(TARGET)kernel_end.o

链接器按命令行顺序排布：

[0xC200]main.o → utilities.o → pmm.o → kernel_end.o ↑ kernel_end 落在这里

-Ttext 0xC200 指定内核从 0xC200 开始；kernel_end.o 放在最后，所以 kernel_end 的值 ≈ 内核映像末尾地址。

c 侧使用

externuint8_tkernel_end[];/* 由 kernel_end.s 提供，链在内核映像末尾 */pmm_init(ards,ards_count,(uint32_t)kernel_end);

• 声明成数组，取的是地址，不是内容
• (uint32_t)kernel_end 就是内核结束地址

uint32_tbitmap_addr=align_up(kernel_end_addr,PAGE_SIZE);

把位图放在 kernel_end 向上对齐到页边界之后，这样位图紧挨内核，又不会踩到内核代码/数据。

对齐说明

向上对齐是为了在页边界上安全地放下位图，且不踩内核。

假设kernel_end = 0xC345，页大小0x1000：

PMM 按整页管理（分配、回收、预留都是PAGE_SIZE）。位图放在页对齐地址后：

1. 内核最后那半页只属于内核，不会和位图混在一起
2. 后面按页预留时更干净：

uint32_t reserved_end = align_up( (uint32_t)pmm.bitmap + pmm.bitmap_size, PAGE_SIZE); uint32_t reserved_pages = reserved_end / PAGE_SIZE;

一句话：向下会覆盖内核；不齐会让一页里既有内核又有位图；向上才是“紧随内核之后、又按页对齐”的安全位置。

五、内核演示（kernel/kernel.c）

voidmain(void){ards_t*ards=(ards_t*)ARDS_BUFFER_ADDR;/* 0x8010 */uint16_tards_count=*(uint16_t*)ARDS_COUNT_ADDR;/* 0x8000 */clear_screen();/* 打印若干条 ARDS */pmm_init(ards,ards_count,(uint32_t)kernel_end);/* 打印 Total Memory / Total Pages / Free Pages */void*p1=pmm_alloc_page();void*p2=pmm_alloc_page();pmm_free_page(p1);/* ... */}

Bochs 中典型输出（内存大小随配置变化）：

Lesson16: Physical Memory Manager (PMM) ======================================== ARDS count: ... [0] base=0x00000000 len=... type=1 ... === PMM Init === PMM state: mem=31MB pages=8176 used=113 free=8063_ bitmap@0x0000F000 size=1022_ regions: [USED] 0x00000000-0x00010000 [#] [FREE] 0x00010000-0x0009F000 [.] [USED] 0x0009F000-0x00100000 [#] [FREE] 0x00100000-0x01FF0000 [...................] Allocated Page 1: 0x00010000_ Allocated Page 2: 0x00011000_ Freed Page 1. Free Pages: 8062_

构建与运行：

makemakerun

六、本章小结

至此内核掌握了物理页的分配权。以后可以建立页表，把“物理页”映射为进程可用的虚拟地址空间，从而实现隔离与更灵活的内存布局。