Linux内存管理模块的简单实现

在bochs上实现内核的fork函数之前，需要先实现内存管理模块。
内存管理模块的初始化函数mm_init，负责根据BIOS读取的扩展内存大小（1M以上内存），初始化物理内存页的管理结构。
get_free_pages和free_pages负责分配和释放一组连续的内存页（至少1个页），按这组内存页的总字节数对齐。
进程的管理结构task和它的内核栈可以绑定在这样的一组内存页上，在fork时需要先调用get_free_pages分配这么一组内存页。之所以把进程task结构和内核栈绑定，是为了current宏可以轻易的获取进程task结构，见文章Linux内核获取当前进程结构的current宏。
kmalloc、krealloc和kfree用于分配不到1个页的小块内存，我们可以把它们分配的最大字节数设置为2048（含小内存块的管理结构）。
用户空间的malloc分配的是虚拟内存，在有代码读写之前并不实际分配物理内存，只是通过移动进程的内存堆(heap)的brk指针，把这段虚拟地址空间设置为可读写。即使有代码读写时，也是在缺页中断的处理函数里往要读写的位置填充1个物理内存页。如果单纯读内存，一般是与父进程共享的。写时复制，需求加载，实际消耗的物理内存并不大。
在内核里，内存还是比较稀缺的。系统内核的很大一部分功能就是怎么让内存使用效率最大化。为了这点，不但有写时复制、需求加载，而且Linux还会把使用频率低的内存页给换到磁盘的swap分区。
简单的内存管理模块，超过半个页的内存都使用get_free_pages按整页分配，不到半个页的使用kmalloc分配。

上图是头文件，声明主要的数据结构和函数。
siska_mm_s，是放在进程的task结构里的内存管理结构，在进程管理时再填充。
siska_page_t，是物理内存页的管理结构，它代表1个物理内存页，暂时只需要一个自旋锁和1个引用计数refs就行。不需要记录具体的物理内存地址，通过它在物理内存管理数组里的索引，就可以算出来。
siska_block_t，是用于kmalloc的小块内存的管理结构。在空闲时，它按照大小挂在不同的链表上，这些链表组成一个数组。包含block结构的大小是2^N字节，N为数组的索引，这时候用size_free变量记录它的大小。
在被使用时，空闲链表元素list就没用了，以size_used表示block的大小，用户数据与block头指针的偏移量为1个long型整数。在C语言里，long与指针的大小一样，指针与机器字长一样，这样可以保证用户数据的对齐与机器字长是一样的。
在32位时以4字节对齐，64位时以8字节对齐，我们设置block在32位时最小是16字节，在64位时最小是32字节。
32位：链表的prev指针和next指针一起占8字节，size_free字段占4字节，12字节对齐到2的幂是16。
64位：链表的两个指针一起占16字节，size_free占8字节，24字节对齐到2的幂是32字节。
操作系统的启动过程
之所以使用双向链表，是删除元素时不需要从表头开始查找，删除速度是O(1)。因为要尽量减少内存碎片，需要把相邻的空闲内存块尽量合并，所以要不断地把小块内存从链表上删除，合并成大块后再挂在另一个链表上，双链表比单链表要快得多。
不管块大小是16字节还是32字节，指针是4字节还是8字节，反正size_used变量的最低2位是没用的，一直是0，除非你把代码跑到16位机上（笑
就算在16位机上最低1位依然是0，我们用它的来记录block是空闲还是正在使用，这样就不需要添加一个额外的标志字段了。因为要按2的幂对齐，少了1个位就是少了1个字节，少了1个字节就是少了4或8个字节。
siska_block_head_t，是kmalloc的连表头，包含一个双链表头和一个自旋锁，后者用来在SMP多核CPU上保护这个链表。单核CPU直接关中断就行。
如果代码运行在用户态，单线程不需要锁，因为中断不会被用户程序处理，多线程可以加mutex互斥锁。内核代码有可能在中断处理函数等没法睡眠sleep的代码中分配内存，所以使用自旋锁。
下图是几个全局变量，注释的部分是我在用户态测试时临时修改的。

在bochs上可以把扩展内存页的管理结构放在1M的位置，然后有多少个内存页就留出多大的字节数。用户态测试时可以直接写死页数。
bochs上可以使用BIOS int 0x15中断检测扩展内存大小，Linux初始化时存在0x90002处。用户态测试时，我直接写了4个页，0x90002在用户程序里是非法地址。
1M以下的基础内存暂时不分配。

siska_block_heads是kmalloc的管理结构，1个哈希数组，4096字节1个页时有12个元素，每个元素都是一个block_head，64位设置最小SHIFT是5，即32字节(1