本节先解决内存的划分方式和内存页的表示、组织问题，设计好数据结构
分段还是分页
从内存管理角度，分析分段和分页的优缺点：
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第一点 从表示方式和状态确定角度考虑。
段的长度大小不一，用什么数据结构表示一个段，如何确定一个段已经分配还是空闲呢？而页的大小固定，我们只需用位图就能表示页的分配与释放。比如，位图中第 1 位为 1，表示第一个页已经分配；位图中第 2 位为 0，表示第二个页是空闲，每个页的开始地址和大小都是固定的。 -
第二点，从内存碎片的利用看
由于段的长度大小不一，更容易产生内存碎片，例如内存中有 A 段（内存地址：0～5000）、 B 段（内存地址：5001～8000）、C 段（内存地址：8001～9000），这时释放了 B 段，然后需要给 D 段分配内存空间，且 D 段长度为 5000。
会发现 A 段和 C 段之间的空间（B 段）不能满足，只能从 C 段之后的内存空间开始分配，随着程序运行，这些情况会越来越多。段与段之间存在着不大不小的空闲空间，内存总的空闲空间很多，但是放不下一个新段。
而页的大小固定，分配最小单位是页，页也会产生碎片，比如我需要请求分配 4 个页，但在内存中从第 1～3 个页是空闲的，第 4 个页是分配出去了，第 5 个页是空闲的。这种情况下，我们通过修改页表的方式，就能让连续的虚拟页面映射到非连续的物理页面。 -
第三点 从内存和硬盘的数据交换效率考虑
当内存不足时，操作系统希望把内存中的一部分数据写回硬盘，来释放内存。这就涉及到内存和硬盘交换数据，交换单位是段还是页？
如果是段的话，其大小不一，A 段有 50MB，B 段有 1KB，A、B 段写回硬盘的时间也不同，有的段需要时间长，有的段需要时间短，硬盘的空间分配也会有上面第二点同样的问题，这样会导致系统性能抖动。如果每次交换一个页，则没有这些问题 -
最后一点，段最大的问题是使得虚拟内存地址空间，难于实施。(后面再说)
综上，我们自然选择分页模式来管理内存，其实现在所有的商用操作系统都使用了分页模式管理内存。我们用 4KB 作为页大小，这也正好对应 x86 CPU 长模式下 MMU 4KB 的分页方式。
如何表示一个页
使用分页模型来管理内存，首先把物理地址空间分层4K大小页，这页表示从地址x开始到x+0xFFF这一段的物理内存空间，x必须是0x1000对齐的。这一段x+0xFFF的内存空间，称为内存页。
逻辑上的结构图如下：
物理内存分页结构图：
上图是一个接近真实机器的情况，但不要忘记前面的内存布局示意图，真实的物理内存地址空间不是连续的，这中间可能有空洞，可能是显存，也可能是外设的寄存器。
真正的物理内存空间布局信息来源于e820map_t结构数组，之前的初始化中，我们已经将其转换成 phymmarge_t 结构数组了，由 kmachbsp->mb_e820expadr 指向。
现在已经知道什么是页了，那如何表示一个页呢？
可能会想到位图或者整型变量数组，用其中一个位代表一个页，位值为 0 时表示页空闲，位值为 1 时表示页已分配；或者用整型数组中一个元素表示一个页，用具体数组元素的数值代表页的状态。
如果这样的话，分配、释放内存页的算法就确定了，就是扫描位图或者扫描数组。这样确实可以做出最简单的内存页管理器，但这也是最低效的。
上面的方案之所以低效，是因为我们仅仅只是保存了内存页的空闲和已分配的信息，这是不够的。我们的 Cosmos 当然不能这么做，我们需要页的状态、页的地址、页的分配记数、页的类型、页的链表，你自然就会想到，这些信息可以用一个** C 语言结构体**封装起来。
建立一个msadsc_t.h文件，在其中实现这个结构体：
//内存空间地址描述符标志
typedef struct s_MSADFLGS
{
u32_t mf_olkty:2; //挂入链表的类型
u32_t mf_lstty:1; //是否挂入链表
u32_t mf_mocty:2; //分配类型，被谁占用了，内核还是应用或者空闲
u32_t mf_marty:3; //属于哪个区
u32_t mf_uindx:24; //分配计数
}__attribute__((packed)) msadflgs_t;
//物理地址和标志
typedef struct s_PHYADRFLGS
{
u64_t paf_alloc:1; //分配位
u64_t paf_shared:1; //共享位
u64_t paf_swap:1; //交换位
u64_t paf_cache:1; //缓存位
u64_t paf_kmap:1; //映射位
u64_t paf_lock:1; //锁定位
u64_t paf_dirty:1; //脏位
u64_t paf_busy:1; //忙位
u64_t paf_rv2:4; //保留位
u64_t paf_padrs:52; //页物理地址位
}__attribute__((packed)) phyadrflgs_t;
//内存空间地址描述符
typedef struct s_MSADSC
{
list_h_t md_list; //链表
spinlock_t md_lock; //保护自身的自旋锁
msadflgs_t md_indxflgs; //内存空间地址描述符标志
phyadrflgs_t md_phyadrs; //物理地址和标志
void* md_odlink; //相邻且相同大小msadsc的指针
}__attribute__((packed)) msadsc_t;
msadsc_t 结构看似很大，实则很小，也必须要小，因为它表示一个页面，物理内存页有多少就需要有多少个 msadsc_t 结构。正是因为页面地址总是按 4KB 对齐，所以 phyadrflgs_t 结构的低 12 位才可以另作它用。
msadsc_t 结构里的链表，可以方便它挂入到其他数据结构中。除了分配计数，msadflgs_t 结构中的其他部分都是用来描述 msadsc_t 结构本身信息的。
内存区
我们 Cosmos 的内存管理器不仅仅是将内存划分成页面，还会把多个页面分成几个内存区，方便我们对内存更加合理地管理，进一步做精细化的控制。
PS:
内存区和内存页不同，内存区只是一个逻辑上的概念，并不是硬件上必需的，就是说就算没有内存区，也毫不影响硬件正常工作；但是没有内存页是绝对不行的。
那内存区到底是什么呢？如下图所示：
内存区：
根据上图，发现物理内存分为了三个区，分别是硬件区、内核区、应用区，各有什么作用呢？
- 首先是硬件区
它占物理内存低端区域，地址区间为0~32MB，顾名思义，这个区域是给硬件使用的，我们不是使用虚拟地址吗？虚拟地址不是和物理地址无关吗，一个虚拟可以映射到任一合法的物理地址。
但凡事总有例外，虚拟地址主要依赖于 CPU 中的 MMU，但有很多外部硬件能直接和内存交换数据，常见的有 DMA，并且它只能访问低于 24MB 的物理内存。这就导致了我们很多内存页不能随便分配给这些设备，但是我们只要规定硬件区分配内存页就好，这就是硬件区的作用。
- 接着是内核区
内核也要使用内存，但是内核同样也是运行在虚拟地址空间，就需要有一段物理内存空间和内核的虚拟地址空间是线性映射关系。
再者，很多时候，内核使用内存需要大的、且连续的物理内存空间，比如一个进程的内核栈要 16KB 连续的物理内存、显卡驱动可能需要更大的连续物理内存来存放图形图像数据。这时, 我们就需要在这个内核区中分配内存了。
- 最后看下应用区
这个区域主是给应用用户态程序使用。应用程序使用虚拟地址空间，一开始并不会为应用一次性分配完所需的所有物理内存，而是按需分配，即应用用到一页就分配一个页。
如果访问到一个没有与物理内存页建立映射关系的虚拟内存页，这时候 CPU 就会产生缺页异常。最终这个缺页异常由操作系统处理，操作系统会分配一个物理内存页，并建好映射关系。
这是因为这种情况往往分配的是单个页面，所以为了给单个页面提供快捷的内存请求服务，就需要把离散的单页、或者是内核自身需要建好页表才可以访问的页面，统统收归到用户区。
如何表示一个内存区呢？和先前物理内存页面一样，我们需要定义一个数据结构，来表示一个内存区的开始地址和结束地址，里面有多少个物理页面，已经分配了多少个物理页面，剩下多少等等。
代码如下：
#define MA_TYPE_HWAD 1
#define MA_TYPE_KRNL 2
#define MA_TYPE_PROC 3
#define MA_HWAD_LSTART 0
#define MA_HWAD_LSZ 0x2000000
#define MA_HWAD_LEND (MA_HWAD_LSTART+MA_HWAD_LSZ-1)
#define MA_KRNL_LSTART 0x2000000
#define MA_KRNL_LSZ (0x40000000-0x2000000)
#define MA_KRNL_LEND (MA_KRNL_LSTART+MA_KRNL_LSZ-1)
#define MA_PROC_LSTART 0x40000000
#define MA_PROC_LSZ (0xffffffff-0x40000000)
#define MA_PROC_LEND (MA_PROC_LSTART+MA_PROC_LSZ)
typedef struct s_MEMAREA
{
list_h_t ma_list; //内存区自身的链表
spinlock_t ma_lock; //保护内存区的自旋锁
uint_t ma_stus; //内存区的状态
uint_t ma_flgs; //内存区的标志
uint_t ma_type; //内存区的类型
sem_t ma_sem; //内存区的信号量
wait_l_head_t ma_waitlst; //内存区的等待队列
uint_t ma_maxpages; //内存区总的页面数
uint_t ma_allocpages; //内存区分配的页面数
uint_t ma_freepages; //内存区空闲的页面数
uint_t ma_resvpages; //内存区保留的页面数
uint_t ma_horizline; //内存区分配时的水位线
adr_t ma_logicstart; //内存区开始地址
adr_t ma_logicend; //内存区结束地址
uint_t ma_logicsz; //内存区大小
//还有一些结构我们这里不关心。后面才会用到
}memarea_t；
但只有内存区的数据结构还不能让我们高效地分配内存，因为我们没有把内存区数据结构和内存页面数据结构关联起来，如果我们现在要分配内存页依然要遍历扫描 msadsc_t 结构数组，这和扫描位图没有本质的区别。需要将内存区数据结构和内存页面数据结构关联起来，也就是组织内存页。
组织内存页
如何组织内存页呢？按照我们之前对 msadsc_t 结构的定义，组织内存页就是组织 msadsc_t 结构，而 msadsc_t 结构中就有一个链表，组织 msadsc_t 结构正是通过另一个数据结构中的链表，将 msadsc_t 结构串连在其中的。
需要更加科学合理地组织 msadsc_t 结构，下面我们来定义一个挂载 msadsc_t 结构的数据结构，它其中需要锁、状态、msadsc_t 结构数量，挂载 msadsc_t 结构的链表、和一些统计数据。
typedef struct s_BAFHLST
{
spinlock_t af_lock; //保护自身结构的自旋锁
u32_t af_stus; //状态
uint_t af_oder; //页面数的位移量
uint_t af_oderpnr; //oder对应的页面数比如 oder为2那就是1<<2=4
uint_t af_fobjnr; //多少个空闲msadsc_t结构，即空闲页面
uint_t af_mobjnr; //此结构的msadsc_t结构总数，即此结构总页面
uint_t af_alcindx; //此结构的分配计数
uint_t af_freindx; //此结构的释放计数
list_h_t af_frelst; //挂载此结构的空闲msadsc_t结构
list_h_t af_alclst; //挂载此结构已经分配的msadsc_t结构
}bafhlst_t;
有了bafhlst_t 数据结构，我们只是有了挂载 msadsc_t 结构的地方，这并没有做到科学合理。
但是，如果把多个 bafhlst_t 数据结构组织起来，形成一个 bafhlst_t 结构数组，并且把这个 bafhlst_t 结构数组放在一个更高的数据结构中，这个数据结构就是内存分割合并数据结构——memdivmer_t，那情况就不一样了。
有何不一样？
#define MDIVMER_ARR_LMAX 52
typedef struct s_MEMDIVMER
{
spinlock_t dm_lock; //保护自身结构的自旋锁
u32_t dm_stus; //状态
uint_t dm_divnr; //内存分配次数
uint_t dm_mernr; //内存合并次数
bafhlst_t dm_mdmlielst[MDIVMER_ARR_LMAX];//bafhlst_t结构数组
bafhlst_t dm_onemsalst; //单个的bafhlst_t结构
}memdivmer_t;
内存不是只有两个标准操作吗，这里我们为什么要用分割和合并呢？这其实取意于我们的内存分配、释放算法，对这个算法而言分配内存就是分割内存，而释放内存就是合并内存。
如果 memdivmer_t 结构中 dm_mdmlielst 数组只是一个数组，那是没有意义的。我们正是要通过 dm_mdmlielst 数组，来划分物理内存地址不连续的 msadsc_t 结构。
dm_mdmlielst 数组中第 0 个元素挂载单个 msadsc_t 结构，它们的物理内存地址可能对应于 0x1000，0x3000，0x5000。
dm_mdmlielst 数组中第 1 个元素挂载两个连续的 msadsc_t 结构，它们的物理内存地址可能对应于 0x8000～0x9FFF，0xA000～0xBFFF；dm_mdmlielst 数组中第 2 个元素挂载 4 个连续的 msadsc_t 结构，它们的物理内存地址可能对应于 0x100000～0x103FFF，0x104000～0x107FFF……
依次类推，dm_mdmlielst 数组挂载连续 msadsc_t 结构的数量等于用 1 左移其数组下标，如数组下标为 3，那结果就是 8（1<<3）个连续的 msadsc_t 结构。
需要注意的是，我们并不在意其中第一个 msadsc_t 结构对应的内存物理地址从哪里开始，但是第一个 msadsc_t 结构与最后一个 msadsc_t 结构，它们之间的内存物理地址是连续的。
可借助下图理解
从上图上我们可以看出，每个内存区 memarea_t 结构中包含一个内存分割合并 memdivmer_t 结构，而在 memdivmer_t 结构中又包含 dm_mdmlielst 数组。在 dm_mdmlielst 数组中挂载了多个 msadsc_t 结构。
memarea_t ，进行内存区，解决功能分区的问题
-> memdivmer_t ，进行内存分割合并管理
-> bafhlst_t，以2的n次方对内存页面进行分组
->msadsc_t，解决单一页面管理问题
思考题：
我们为什么要以 2 的（0～52）次方为页面数来组织页面呢？
用2的N次方寻址主要有几方面原有：
1、内存对齐，提升CPU寻址速度
2、内存分配时，根据需求大小快速定位至少从哪一部分开始
3、内存分配时，并发加锁，分组可以提升效率
4、内存分配回收时，很多计算也更简单
5、把算术运算都转化为位操作，位操作是要比算术运算快的。应用层可能为了可读性而不去使用位操作，但是在内核中只要是需要性能都会往这方面靠，所以往往会浪费点空间凑个整