鸿蒙内核源码分析 (物理内存篇)

如何初始化物理内存？

鸿蒙内核物理内存采用了段页式管理，先看两个主要结构体。结构体的每个成员变量的含义都已经注解出来，请结合源码理解.

#define VM_LIST_ORDER_MAX    9    //伙伴算法分组数量，从 2^0，2^1，...，2^8 (256*4K)=1M 
#define VM_PHYS_SEG_MAX    32    //最大支持32个段typedef struct VmPhysSeg {//物理段描述符PADDR_T start;            /* The start of physical memory area */ //物理内存段的开始地址size_t size;              /* The size of physical memory area */ //物理内存段的大小LosVmPage *pageBase;      /* The first page address of this area */ //本段首个物理页框地址SPIN_LOCK_S freeListLock; /* The buddy list spinlock */    //伙伴算法自旋锁，用于操作freeList上锁struct VmFreeList freeList[VM_LIST_ORDER_MAX];  /* The free pages in the buddy list */ //伙伴算法的分组，默认分成10组 2^0，2^1，...，2^VM_LIST_ORDER_MAXSPIN_LOCK_S lruLock;  //用于置换的自旋锁，用于操作lruListsize_t lruSize[VM_NR_LRU_LISTS];  //5个双循环链表大小，如此方便得到sizeLOS_DL_LIST lruList[VM_NR_LRU_LISTS]; //页面置换算法，5个双循环链表头，它们分别描述五中不同类型的链表
} LosVmPhysSeg;//注意: vmPage 中并没有虚拟地址，只有物理地址
typedef struct VmPage { //物理页框描述符LOS_DL_LIST         node;        /**< vm object dl list */ //虚拟内存节点，通过它挂/摘到全局g_vmPhysSeg[segID]->freeList[order]物理页框链表上UINT32              index;       /**< vm page index to vm object */ //索引位置PADDR_T             physAddr;    /**< vm page physical addr */  //物理页框起始物理地址，只能用于计算，不会用于操作(读/写数据==)Atomic              refCounts;   /**< vm page ref count */   //被引用次数，共享内存会被多次引用UINT32              flags;       /**< vm page flags */    //页标签，同时可以有多个标签（共享/引用/活动/被锁==）UINT8               order;       /**< vm page in which order list */ //被安置在伙伴算法的几号序列(              2^0，2^1，2^2，...，2^order)UINT8               segID;       /**< the segment id of vm page */ //所属段IDUINT16              nPages;      /**< the vm page is used for kernel heap */ //分配页数，标识从本页开始连续的几页将一块被分配
} LosVmPage;//注意:关于nPages和order的关系说明，当请求分配为5页时，order是等于3的，因为只有2^3才能满足5页的请求

理解它们是理解物理内存管理的关键，尤其是 LosVmPage ， 鸿蒙内存模块代码通篇都能看到它的影子。内核默认最大允许管理 32 个段.

段页式管理简单说就是先将物理内存切成一段段，每段再切成单位为 4K 的物理页框，页是在内核层的操作单元，物理内存的分配，置换，缺页，内存共享，文件高速缓存的读写，都是以页为单位的，所以 LosVmPage 很重要，很重要！

结构体的每个变量代表了一个个的功能点，结构体中频繁了出现 LOS_DL_LIST 的身影，双向链表是鸿蒙内核最重要的结构体，在系列篇开篇就专门讲过它的重要性.

再比如 LosVmPage.refCounts 页被引用的次数，可理解被进程拥有的次数，当 refCounts 大于 1 时，被多个进程所拥有，说明这页就是共享页。当等于 0 时，说明没有进程在使用了，这时就可以被释放了.

看到这里熟悉 JAVA 的同学是不是似曾相识，这像是 Java 的内存回收机制。在内核层面，引用的概念不仅仅适用于内存模块，也适用于其他模块，比如文件 / 设备模块，同样都存在共享的场景。这些模块不在这里展开说，后续有专门的章节细讲.

段一开始是怎么划分的？需要方案提供商手动配置，存在静态的全局变量中，鸿蒙默认只配置了一段.

struct VmPhysSeg g_vmPhysSeg[VM_PHYS_SEG_MAX];//物理段数组，最大32段
INT32 g_vmPhysSegNum = 0; //总段数
LosVmPage *g_vmPageArray = NULL;//物理页框数组
size_t g_vmPageArraySize;//总物理页框数/* Physical memory area array */
STATIC struct VmPhysArea g_physArea[] = {//这里只有一个区域，即只生成一个段{.start = SYS_MEM_BASE， //整个物理内存基地址，#define SYS_MEM_BASE            DDR_MEM_ADDR ，  0x80000000.size = SYS_MEM_SIZE_DEFAULT，//整个物理内存总大小 0x07f00000}，
};

有了段和这些全局变量，就可以对内存初始化了. OsVmPageStartup 是对物理内存的初始化，它被整个系统内存初始化 OsSysMemInit 所调用. 直接上代码.

/******************************************************************************完成对物理内存整体初始化，本函数一定运行在实模式下1.申请大块内存g_vmPageArray存放LosVmPage，按4K一页划分物理内存存放在数组中.
******************************************************************************/
VOID OsVmPageStartup(VOID)
{struct VmPhysSeg *seg = NULL;LosVmPage *page = NULL;paddr_t pa;UINT32 nPage;INT32 segID;OsVmPhysAreaSizeAdjust(ROUNDUP((g_vmBootMemBase - KERNEL_ASPACE_BASE)， PAGE_SIZE));//校正 g_physArea sizenPage = OsVmPhysPageNumGet();//得到 g_physArea 总页数g_vmPageArraySize = nPage * sizeof(LosVmPage);//页表总大小g_vmPageArray = (LosVmPage *)OsVmBootMemAlloc(g_vmPageArraySize);//实模式下申请内存，此时还没有初始化MMUOsVmPhysAreaSizeAdjust(ROUNDUP(g_vmPageArraySize， PAGE_SIZE));//OsVmPhysSegAdd();// 完成对段的初始化OsVmPhysInit();// 加入空闲链表和设置置换算法，LRU(最近最久未使用)算法for (segID = 0; segID < g_vmPhysSegNum; segID++) {//遍历物理段，将段切成一页一页seg = &g_vmPhysSeg[segID];nPage = seg->size >> PAGE_SHIFT;//本段总页数for (page = seg->pageBase， pa = seg->start; page <= seg->pageBase + nPage;//遍历，算出每个页框的物理地址page++， pa += PAGE_SIZE) {OsVmPageInit(page， pa， segID);//对物理页框进行初始化，注意每页的物理地址都不一样}OsVmPageOrderListInit(seg->pageBase， nPage);//伙伴算法初始化，将所有页加入空闲链表供分配}
}

结合中文注释，代码很好理解，此番操作之后全局变量里的值就都各就各位了，可以开始工作了.

如何分配 / 回收物理内存？答案是伙伴算法

伙伴算法系列篇中有说过好几篇，这里再看图理解下什么伙伴算法，伙伴算法注重物理内存的连续性，注意是连续性！

结合图比如，要分配 4 (2^2) 页（16k）的内存空间，算法会先从 free_area2 中查看 free 链表是否为空，如果有空闲块，则从中分配，如果没有空闲块，就从它的上一级 free_area3（每块 32K）中分配出 16K，并将多余的内存（16K）加入到 free_area2 中去。如果 free_area3 也没有空闲，则从更上一级申请空间，依次递推，直到 free_area max_order，如果顶级都没有空间，那么就报告分配失败。

释放是申请的逆过程，当释放一个内存块时，先在其对于的 free_area 链表中查找是否有伙伴存在，如果没有伙伴块，直接将释放的块插入链表头。如果有或板块的存在，则将其从链表摘下，合并成一个大块，然后继续查找合并后的块在更大一级链表中是否有伙伴的存在，直至不能合并或者已经合并至最大块 2^max_order 为止。

看过系列篇文章的可能都发现了，笔者喜欢用讲故事和打比方来说明内核运作机制，为了更好的理解，同样打个比方，笔者认为伙伴算法很像是卖标准猪肉块的算法.

物理内存是一整头猪，已经切成了 1 斤 1 斤的了，但是还都连在一起，每一斤上都贴了个标号，而且老板只按 1 斤 (2^0)， 2 斤 (2^1)， 4 斤 (2^2)，…256 斤 (2^8) 的方式来卖。售货柜上分成了 9 组

张三来了要 7 斤猪肉，怎么办？ ** 给 8 斤，注意是给 8 斤啊，因为它要严格按它的标准来卖.** 张三如果归还了，查看现有 8 斤组里有没有序号能连在一块的，有的话 2 个 8 斤合成 16 斤，放到 16 斤组里去. 如果没有这 8 斤猪肉将挂到上图中第 2 组 (2^3) 再卖.

大家脑海中有画面了吗？那么问题来了，它为什么要这么卖猪肉，好处是什么？简单啊：至少两个好处:

第一：卖肉速度快，效率高，标准化的东西最好卖了.

第二：可防止碎肉太多，后面的人想买大块的猪肉买不到了. 请仔细想想是不是这样的？如果每次客户来了要多少就割多少出去，运行一段时候后你还能买到 10 斤连在一块的猪肉吗？很可能给是一包碎肉，里面甚至还有一两一两的边角肉，碎肉的结果必然是管理麻烦，效率低啊。如果按伙伴算法的结果是运行一段时候后，图中 0，1，2 各组中都有可卖的猪肉啊，张三哥归还了那 8 斤 (其实他指向要 7 斤) 猪肉，王五兄弟来了要 6 斤，直接把张三哥归还的给王五就行了。效率极高.

那么问题又来了，凡事总有两面性，它的坏处是什么？也简单啊：至少两个坏处:

第一：浪费了！，白给的三斤对王五没用啊，浪费的问题有其他办法解决，但不是在这个层面去解决，而是由 slab 分配器解决，这里不重点说后续会专门讲 slab 分配器是如何解决这个问题的.

第二：合并要求太严格了，一定得是伙伴 (连续) 才能合并成更大的块。这样也会导致时间久了很难有大块的连续性的猪肉块.

比方打完了，鸿蒙内核是如何实现卖肉算法的呢？请看代码

LosVmPage *OsVmPhysPagesAlloc(struct VmPhysSeg *seg， size_t nPages)
{struct VmFreeList *list = NULL;LosVmPage *page = NULL;UINT32 order;UINT32 newOrder;if ((seg == NULL) || (nPages == 0)) {return NULL;}//因为伙伴算法分配单元是 1，2，4，8 页，比如nPages = 3时，就需要从 4号空闲链表中分，剩余的1页需要劈开放到1号空闲链表中order = OsVmPagesToOrder(nPages);//根据页数计算出用哪个块组if (order < VM_LIST_ORDER_MAX) {//order不能大于9 即:256*4K = 1M 可理解为向内核堆申请内存一次不能超过1Mfor (newOrder = order; newOrder < VM_LIST_ORDER_MAX; newOrder++) {//没有就找更大块list = &seg->freeList[newOrder];//从最合适的块处开始找if (LOS_ListEmpty(&list->node)) {//理想情况链表为空，说明没找到continue;//继续找更大块的}page = LOS_DL_LIST_ENTRY(LOS_DL_LIST_FIRST(&list->node)， LosVmPage， node);//找第一个节点就行，因为链表上挂的都是同样大小物理页框goto DONE;}}return NULL;
DONE:OsVmPhysFreeListDelUnsafe(page);//将物理页框从链表上摘出来OsVmPhysPagesSpiltUnsafe(page， order， newOrder);//将物理页框劈开，把用不了的页再挂到对应的空闲链表上return page;
}/******************************************************************************本函数很像卖猪肉的，拿一大块肉剁，先把多余的放回到小块肉堆里去.oldOrder:原本要买 2^2肉newOrder:却找到个 2^8肉块
******************************************************************************/
STATIC VOID OsVmPhysPagesSpiltUnsafe(LosVmPage *page， UINT8 oldOrder， UINT8 newOrder)
{UINT32 order;LosVmPage *buddyPage = NULL;for (order = newOrder; order > oldOrder;) {//把肉剁碎的过程，把多余的肉块切成2^7，2^6...标准块，order--;//越切越小，逐一挂到对应的空闲链表上buddyPage = &page[VM_ORDER_TO_PAGES(order)];//@note_good 先把多余的肉割出来，这句代码很赞!因为LosVmPage本身是在一个大数组上，page[nPages]可直接定位LOS_ASSERT(buddyPage->order == VM_LIST_ORDER_MAX);//没挂到伙伴算法对应组块空闲链表上的物理页框的order必须是VM_LIST_ORDER_MAXOsVmPhysFreeListAddUnsafe(buddyPage， order);//将劈开的节点挂到对应序号的链表上，buddyPage->order = order}
}

为了方便理解代码细节，这里说一种情况: 比如三哥要买 3 斤的，发现 4 斤，8 斤的都没有了，只有 16 斤的怎么办？注意不会给 16 斤，只会给 4 斤。这时需要把肉劈开，劈成 8，4，4，其中 4 斤给张三哥，将剩下的 8 斤，4 斤挂到对应链表上. OsVmPhysPagesSpiltUnsafe 干的就是劈猪肉的活.

伙伴算法的链表是怎么初始化的，再看段代码

//初始化空闲链表，分配物理页框使用伙伴算法
STATIC INLINE VOID OsVmPhysFreeListInit(struct VmPhysSeg *seg)
{int i;UINT32 intSave;struct VmFreeList *list = NULL;LOS_SpinInit(&seg->freeListLock);//初始化用于分配的自旋锁LOS_SpinLockSave(&seg->freeListLock， &intSave);for (i = 0; i < VM_LIST_ORDER_MAX; i++) {//遍历伙伴算法空闲块组链表list = &seg->freeList[i]; //一个个来LOS_ListInit(&list->node); //LosVmPage.node将挂到list->node上list->listCnt = 0;   //链表上的数量默认0}LOS_SpinUnlockRestore(&seg->freeListLock， intSave);
}

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