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Linux内核地址空间划分
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通常32位Linux内核地址空间划分0~3G为用户空间，3~4G为内核空间。注意这里是32位内核地址空间划分，64位内核地址空间划分是不同的。
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" b% a2 P, S% _3 C, }' ~- o
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& G" z# i+ c/ R8 b8 W: k. M" e& `; M( f. q* P7 m& e* d- t
Linux内核高端内存的由来
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当内核模块代码或线程访问内存时，代码中的内存地址都为逻辑地址，而对应到真正的物理内存地址，需要地址一对一的映射，如逻辑地址0xc0000003对应的物理地址为0×3，0xc0000004对应的物理地址为0×4，… …，逻辑地址与物理地址对应的关系为& A B" a# d& m3 i* U9 x3 E4 l7 E
8 n( v' {1 p2 }) t8 Q9 a% K物理地址 = 逻辑地址 – 0xC0000000
- l7 G+ ^" x P' F! L! I4 {0 B' k0 y# Z- y6 z- u$ A, }
| 逻辑地址 | 物理内存地址 | 0xc0000000 | 0×0 | 0xc0000001 | 0×1 | 0xc0000002 | 0×2 | 0xc0000003 | 0×3 | … | … | 0xe0000000 | 0×20000000 | … | … | 0xffffffff | 0×40000000 ?? |
# n2 E* M8 j: {. Q. w' M( y9 F$ a; C* i! P: Q$ o% y3 g7 q
2 J$ H* k/ ]: @2 V) ~3 N0 J5 F
& s$ |5 X# R0 H9 i- C# e假设按照上述简单的地址映射关系，那么内核逻辑地址空间访问为0xc0000000 ~ 0xffffffff，那么对应的物理内存范围就为0×0 ~ 0×40000000，即只能访问1G物理内存。若机器中安装8G物理内存，那么内核就只能访问前1G物理内存，后面7G物理内存将会无法访问，因为内核 的地址空间已经全部映射到物理内存地址范围0×0 ~ 0×40000000。即使安装了8G物理内存，那么物理地址为0×40000001的内存，内核该怎么去访问呢？代码中必须要有内存逻辑地址 的，0xc0000000 ~ 0xffffffff的地址空间已经被用完了，所以无法访问物理地址0×40000000以后的内存。1 l; u+ F% M: H* z+ t# @% h
- ?& u& Q/ `& j& P显然不能将内核地址空间0xc0000000 ~ 0xfffffff全部用来简单的地址映射。因此x86架构中将内核地址空间划分三部分：ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和 ZONE_HIGHMEM。ZONE_HIGHMEM即为高端内存，这就是内存高端内存概念的由来。
: {% p( P* S9 T( j3 t* J: O& h$ A2 K) p! L- X
6 `! R; n) @( h2 |6 U* u
在x86结构中，三种类型的区域如下：3 P+ Q# F% Y {
3 i# N9 L! E7 S+ t9 k# Y# |ZONE_DMA 内存开始的16MB
6 P( H U! ^% J2 c B8 f) Z! X# N4 E! h. p1 J9 C5 d
ZONE_NORMAL 16MB~896MB
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, a+ |) O* e+ ~4 q1 D) yZONE_HIGHMEM 896MB ~ 结束$ D7 {3 x1 v/ r( \. J9 Y
9 B5 f7 v1 I3 u* H$ S, T1 N
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( i7 m% u% ]' y0 ~/ W# Q1 \2 H9 ]Linux内核高端内存的理解
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前面我们解释了高端内存的由来。 Linux将内核地址空间划分为三部分ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM，高端内存HIGH_MEM地址空间范围为 0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF（896MB～1024MB）。那么如内核是如何借助128MB高端内存地址空间是如何实现访问可以所有物理内存？9 [6 P: I' _0 V: I- W+ Z/ x
, l# v9 q( Q. i: w9 L( P
当内核想访问高于896MB物理地址内存时，从0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF地址空间范围内找一段相应大小空闲的逻辑地址空间，借用一会。借用这段逻辑地址空间，建立映射到想访问的那段物理内存（即填充内核PTE页面表），临时用一会，用完后归还。这样别人也可以借用这段地址空间访问其他物理内存，实现了使用有限的地址空间，访问所有所有物理内存。如下图。$ g- \* U) f3 @) f- G9 Y2 U5 ^3 l% C, P
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例如内核想访问2G开始的一段大小为1MB的物理内存，即物理地址范围为0×80000000 ~ 0x800FFFFF。访问之前先找到一段1MB大小的空闲地址空间，假设找到的空闲地址空间为0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF，用这1MB的逻辑地址空间映射到物理地址空间0×80000000 ~ 0x800FFFFF的内存。映射关系如下：9 Q- ^) o9 S$ D' x6 n! @( [
9 d1 b& \ f p3 v9 J: ?| 逻辑地址 | 物理内存地址 | 0xF8700000 | 0×80000000 | 0xF8700001 | 0×80000001 | 0xF8700002 | 0×80000002 | … | … | 0xF87FFFFF | 0x800FFFFF |
, q2 [( Y m9 e1 ?0 n* q, W
9 o ? y/ {/ h; w
% s. A4 }5 Q7 V! N+ n4 Q: T当内核访问完0×80000000 ~ 0x800FFFFF物理内存后，就将0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF内核线性空间释放。这样其他进程或代码也可以使用0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF这段地址访问其他物理内存。
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从上面的描述，我们可以知道高端内存的最基本思想：借一段地址空间，建立临时地址映射，用完后释放，达到这段地址空间可以循环使用，访问所有物理内存。& ^6 d( z! `6 H# ~5 ^" I, P5 D- m
4 l- N9 Z3 y3 X& v9 n7 `看到这里，不禁有人会问：万一有内核进程或模块一直占用某段逻辑地址空间不释放，怎么办？若真的出现的这种情况，则内核的高端内存地址空间越来越紧张，若都被占用不释放，则没有建立映射到物理内存都无法访问了。6 y( O9 \" V1 G! Q
l3 G! B3 b9 n, \Linux内核高端内存的划分 j& ^! A) q. j
内核将高端内存划分为3部分：VMALLOC_START~VMALLOC_END、KMAP_BASE~FIXADDR_START和FIXADDR_START~4G。
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对 于高端内存，可以通过 alloc_page() 或者其它函数获得对应的 page，但是要想访问实际物理内存，还得把 page 转为线性地址才行（为什么？想想 MMU 是如何访问物理内存的），也就是说，我们需要为高端内存对应的 page 找一个线性空间，这个过程称为高端内存映射。
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对应高端内存的3部分，高端内存映射有三种方式：$ G F2 \* w) S1 W# A) d" ^
映射到”内核动态映射空间”（noncontiguous memory allocation）9 Q' A, r+ P* v1 q
这种方式很简单，因为通过 vmalloc() ，在”内核动态映射空间”申请内存的时候，就可能从高端内存获得页面（参看 vmalloc 的实现），因此说高端内存有可能映射到”内核动态映射空间”中。% s/ i1 w1 X4 Y/ _+ x! C& l
% M& n _+ z4 H+ q. O持久内核映射（permanent kernel mapping）
4 F9 ~ o% G6 i如果是通过 alloc_page() 获得了高端内存对应的 page，如何给它找个线性空间？
]# ^+ O W. F5 X内核专门为此留出一块线性空间，从 PKMAP_BASE 到 FIXADDR_START ，用于映射高端内存。在 2.6内核上，这个地址范围是 4G-8M 到 4G-4M 之间。这个空间起叫”内核永久映射空间”或者”永久内核映射空间”。这个空间和其它空间使用同样的页目录表，对于内核来说，就是 swapper_pg_dir，对普通进程来说，通过 CR3 寄存器指向。通常情况下，这个空间是 4M 大小，因此仅仅需要一个页表即可，内核通过来 pkmap_page_table 寻找这个页表。通过 kmap()，可以把一个 page 映射到这个空间来。由于这个空间是 4M 大小，最多能同时映射 1024 个 page。因此，对于不使用的的 page，及应该时从这个空间释放掉（也就是解除映射关系），通过 kunmap() ，可以把一个 page 对应的线性地址从这个空间释放出来。7 ~ A G6 v; y! |5 ^/ J# j5 u
8 o4 O4 A: I* M临时映射（temporary kernel mapping）: i$ `* T5 g& P, r3 n* R0 s
内核在 FIXADDR_START 到 FIXADDR_TOP 之间保留了一些线性空间用于特殊需求。这个空间称为”固定映射空间”在这个空间中，有一部分用于高端内存的临时映射。5 a- S0 r3 { d
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这块空间具有如下特点：
$ g# c J% E; \ G; G+ ~（1）每个 CPU 占用一块空间
6 C0 s/ O7 _5 ?. A6 h' m- n y8 K（2）在每个 CPU 占用的那块空间中，又分为多个小空间，每个小空间大小是 1 个 page，每个小空间用于一个目的，这些目的定义在 kmap_types.h 中的 km_type 中。7 E6 o2 \/ Z6 k* A
1 p2 y7 I4 s$ ~, y7 g) x- w7 V6 ~当要进行一次临时映射的时候，需要指定映射的目的，根据映射目的，可以找到对应的小空间，然后把这个空间的地址作为映射地址。这意味着一次临时映射会导致以前的映射被覆盖。通过 kmap_atomic() 可实现临时映射
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发表于 2020-4-17 09:25
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