Linux核心地址對映模型

x86 CPU採用了段頁式地址對映模型。程序程式碼中的地址為邏輯地址，經過段頁式地址對映後，才真正訪問實體記憶體。

段頁式機制如下圖。

Linux核心地址空間劃分

通常32位Linux核心地址空間劃分0~3G為使用者空間，3~4G為核心空間。注意這裡是32位核心地址空間劃分，64位核心地址空間劃分是不同的。

Linux核心高階記憶體的由來

當核心模組程式碼或執行緒訪問記憶體時，程式碼中的記憶體地址都為邏輯地址，而對應到真正的實體記憶體地址，需要地址一對一的對映，如邏輯地址0xc0000003對應的實體地址為0×3，0xc0000004對應的實體地址為0×4，… …，邏輯地址與實體地址對應的關係為

實體地址 = 邏輯地址 – 0xC0000000

假 設按照上述簡單的地址對映關係，那麼核心邏輯地址空間訪問為0xc0000000 ~ 0xffffffff，那麼對應的實體記憶體範圍就為0×0 ~ 0×40000000，即只能訪問1G實體記憶體。若機器中安裝8G實體記憶體，那麼核心就只能訪問前1G實體記憶體，後面7G實體記憶體將會無法訪問，因為核心 的地址空間已經全部對映到實體記憶體地址範圍0×0 ~ 0×40000000。即使安裝了8G實體記憶體，那麼實體地址為0×40000001的記憶體，核心該怎麼去訪問呢？程式碼中必須要有記憶體邏輯地址 的，0xc0000000 ~ 0xffffffff的地址空間已經被用完了，所以無法訪問實體地址0×40000000以後的記憶體。

顯 然不能將核心地址空間0xc0000000 ~ 0xfffffff全部用來簡單的地址對映。因此x86架構中將核心地址空間劃分三部分：ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和 ZONE_HIGHMEM。ZONE_HIGHMEM即為高階記憶體，這就是記憶體高階記憶體概念的由來。

在x86結構中，三種類型的區域如下：

ZONE_DMA        記憶體開始的16MB

ZONE_NORMAL       16MB~896MB

ZONE_HIGHMEM       896MB ~ 結束

Linux核心高階記憶體的理解

前 面我們解釋了高階記憶體的由來。 Linux將核心地址空間劃分為三部分ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM，高階記憶體HIGH_MEM地址空間範圍為 0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF（896MB～1024MB）。那麼如核心是如何藉助128MB高階記憶體地址空間是如何實現訪問可以所有實體記憶體

當核心想訪問高於896MB實體地址記憶體時，從0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF地址空間範圍內找一段相應大小空閒的邏輯地址空間，借用一會。借用這段邏輯地址空間，建立對映到想訪問的那段實體記憶體（即填充核心PTE頁面表），臨時用一會，用完後歸還。這樣別人也可以借用這段地址空間訪問其他實體記憶體，實現了使用有限的地址空間，訪問所有所有實體記憶體。如下圖。

例 如核心想訪問2G開始的一段大小為1MB的實體記憶體，即實體地址範圍為0×80000000 ~ 0x800FFFFF。訪問之前先找到一段1MB大小的空閒地址空間，假設找到的空閒地址空間為0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF，用這1MB的邏輯地址空間對映到實體地址空間0×80000000 ~ 0x800FFFFF的記憶體。對映關係如下：

當核心訪問完0×80000000 ~ 0x800FFFFF實體記憶體後，就將0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF核心線性空間釋放。這樣其他程序或程式碼也可以使用0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF這段地址訪問其他實體記憶體。

從上面的描述，我們可以知道高階記憶體的最基本思想：借一段地址空間，建立臨時地址對映，用完後釋放，達到這段地址空間可以迴圈使用，訪問所有實體記憶體。

看到這裡，不禁有人會問：萬一有核心程序或模組一直佔用某段邏輯地址空間不釋放，怎麼辦？若真的出現的這種情況，則核心的高階記憶體地址空間越來越緊張，若都被佔用不釋放，則沒有建立對映到實體記憶體都無法訪問了。

在 香港尖沙咀有些寫字樓，洗手間很少且有門鎖的。客戶要去洗手間的話，可以向前臺拿鑰匙，方便完後，把鑰匙歸還到前臺。這樣雖然只有一個洗 手間，但可以滿足所有客戶去洗手間的需求。要是某個客戶一直佔用洗手間、鑰匙不歸還，那麼其他客戶都無法上洗手間了。Linux核心高階記憶體管理的思想類 似。

Linux核心高階記憶體的劃分核心將高階記憶體劃分為3部分：VMALLOC_START~VMALLOC_END、KMAP_BASE~FIXADDR_START和FIXADDR_START~4G。

對 於高階記憶體，可以通過 alloc_page() 或者其它函式獲得對應的 page，但是要想訪問實際實體記憶體，還得把 page 轉為線性地址才行（為什麼？想想 MMU 是如何訪問實體記憶體的），也就是說，我們需要為高階記憶體對應的 page 找一個線性空間，這個過程稱為高階記憶體對映。

對應高階記憶體的3部分，高階記憶體對映有三種方式：
對映到”核心動態對映空間”（noncontiguous memory allocation）
這種方式很簡單，因為通過 vmalloc() ，在”核心動態對映空間”申請記憶體的時候，就可能從高階記憶體獲得頁面（參看 vmalloc 的實現），因此說高階記憶體有可能對映到”核心動態對映空間”中。

持久核心對映（permanent kernel mapping）
如果是通過 alloc_page() 獲得了高階記憶體對應的 page，如何給它找個線性空間？
核心專門為此留出一塊線性空間，從 PKMAP_BASE 到 FIXADDR_START ，用於對映高階記憶體。在 2.6核心上，這個地址範圍是 4G-8M 到 4G-4M 之間。這個空間起叫”核心永久對映空間”或者”永久核心對映空間”。這個空間和其它空間使用同樣的頁目錄表，對於核心來說，就是 swapper_pg_dir，對普通程序來說，通過 CR3 暫存器指向。通常情況下，這個空間是 4M 大小，因此僅僅需要一個頁表即可，核心通過來 pkmap_page_table 尋找這個頁表。通過 kmap()，可以把一個 page 對映到這個空間來。由於這個空間是 4M 大小，最多能同時對映 1024 個 page。因此，對於不使用的的 page，及應該時從這個空間釋放掉（也就是解除對映關係），通過 kunmap() ，可以把一個 page 對應的線性地址從這個空間釋放出來。

臨時對映（temporary kernel mapping）
核心在 FIXADDR_START 到 FIXADDR_TOP 之間保留了一些線性空間用於特殊需求。這個空間稱為”固定對映空間”在這個空間中，有一部分用於高階記憶體的臨時對映。

這塊空間具有如下特點：
（1）每個 CPU 佔用一塊空間
（2）在每個 CPU 佔用的那塊空間中，又分為多個小空間，每個小空間大小是 1 個 page，每個小空間用於一個目的，這些目的定義在 kmap_types.h 中的 km_type 中。

當要進行一次臨時對映的時候，需要指定對映的目的，根據對映目的，可以找到對應的小空間，然後把這個空間的地址作為對映地址。這意味著一次臨時對映會導致以前的對映被覆蓋。通過 kmap_atomic() 可實現臨時對映。

常見問題：

1、使用者空間（程序）是否有高階記憶體概念？

使用者程序沒有高階記憶體概念。只有在核心空間才存在高階記憶體。使用者程序最多隻可以訪問3G實體記憶體，而核心程序可以訪問所有實體記憶體。

2、64位核心中有高階記憶體嗎？

目前現實中，64位Linux核心不存在高階記憶體，因為64位核心可以支援超過512GB記憶體。若機器安裝的實體記憶體超過核心地址空間範圍，就會存在高階記憶體。

3、使用者程序能訪問多少實體記憶體？核心程式碼能訪問多少實體記憶體？

32位系統使用者程序最大可以訪問3GB，核心程式碼可以訪問所有實體記憶體。

64位系統使用者程序最大可以訪問超過512GB，核心程式碼可以訪問所有實體記憶體。

4、高階記憶體和實體地址、邏輯地址、線性地址的關係？

高階記憶體只和邏輯地址有關係，和邏輯地址、實體地址沒有直接關係。

5、為什麼不把所有的地址空間都分配給核心？

若把所有地址空間都給記憶體，那麼使用者程序怎麼使用記憶體？怎麼保證核心使用記憶體和使用者程序不起衝突？