从 GRUB2 多重引导信息结构中获取总可用 RAM

Posted 2023-03-16

【中文标题】从 GRUB2 多重引导信息结构中获取总可用 RAM

【英文标题】：Get total avaiable RAM from the GRUB2 multiboot info structure

【发布时间】：2018-01-14 18:13:59

【问题描述】：

我设法访问了 i386 内核中的 GRUB 多重引导信息结构 (multiboot_info_t)，其中有两个字段分别称为 mem_lower 和 mem_upper。如何使用它们来获取可用 RAM 总量（以字节为单位）？

【参考方案1】：

简单地说，你不能。

mem_lower 和 mem_upper 是过时字段，指的是 conventional memory 和 extended memory。 引用specifications：

如果设置了flags字中的bit 0，则mem_*字段有效。mem_lower和mem_upper表示低位和高位内存的数量，分别以千字节千字节为单位。

低位内存从地址0开始，高位内存从地址1开始兆字节兆字节。较低内存的最大可能值为 640 千字节 千字节。

上层内存返回的值最大是第一个上层内存孔的地址减去1 兆字节兆字节。不保证是这个值。

这段摘录的两个关键方面是：

flags 字段需要在访问mem_* 字段之前进行测试。 mem_lower 和mem_upper 字段对内存漏洞的处理非常糟糕。特别是mem_upper 将扩展内存的第一个连续块的大小保存到第一个孔。

第二点很重要，值得进一步讨论。 虽然可以访问内存本身，但在内存控制器级别¹，作为一个连续块，它在内存子系统级别不是连续的（曾经是north-bridge，现在是uncore )。 内存子系统在分配给内存的连续地址范围中创建空洞，方法是简单地不回收特定的子范围 - 从而浪费该内存 - 或者通过将子范围移动到更高的地址。

这种看似奇怪的行为背后的原因深深植根于 IBM PC 的历史演变。 完整的讨论不在主题范围内，但可以列出一个简短的版本。 最初，IBM 为常规内存保留了 1MiB 地址空间中的前 640KiB，其余 384KiB 用于映射 ROM（包括 Bios ROM）。 请注意，内存控制器不得响应 640KiB 以上的读/写访问，以便它们访问 ROM。

当 1MiB 障碍被打破时（包括或不包括 HMA），从 640KiB 到 1MiB 的范围不能用于向后兼容。 这创建了第一个孔：标准孔。 286 只有一个 24 位地址总线，因此有 16MiB 的地址空间。 同时，ISA bus 已经战胜了MCA bus，并在 IBM PC 兼容硬件中进行。 一些 ISA 扩展卡带有扩展 ROM，标准孔已用尽，在 16MiB 地址空间的末尾保留了一个 1MiB 孔。 我把这个洞称为ISA hole。 从 32 位系统转换到 64 位系统时，PCI(e) 发生了几乎相同的事情，生成 PCI hole。

除了这些漏洞之外，还有一些内存范围可以读/写，但会携带 BIOS 设置的宝贵信息——即ACPI tables。 此类范围不能被操作系统随意覆盖，因此必须向其报告。

所有这一切都在e820 service 中达到顶峰，而不是返回内存大小（根据上面的讨论，这没有意义）它返回一个由范围及其类型组成的 内存映射 （可用、保留、可回收、坏、NVS）。

这也反映在 GRUB multiboot_info_t 结构字段 mmap_* 中，您应该使用它来代替 mem_lower 和 mem_upper，如 OSDev wiki 中所示。

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¹DIMMs 是通过秩、组、列和行号访问的，但内存控制器通常使这种寻址线性且连续。