虚拟内存、内核空间和用户空间

相关连接:

http://hi.baidu.com/fengyun409/blog/item/84634711e2e657d3a7ef3fb9.html

http://my.chinaunix.net/space.php?uid=25471613&do=blog&id=323377

http://blogold.chinaunix.net/u1/52475/showart_432628.html

 

虚拟内存、内核空间和用户空间

 

先解释一下，Linux虚拟内存只有4G，不代表内存卡最大4G（如果不受地址线限制）。虚拟内存只能说明每个进程的空间最大为为4G，内存内如果越大，引起的页切换越小，程序运行速度也越快。

 

Linux虚拟内存的大小为2^32（在32位的x86机器上），内核将这4G字节的空间分为两部分。最高的1G字节（从虚地址0xC0000000到0xFFFFFFFF）供内核使用，称为“内核空间”。而较低的3G字节（从虚地址0x00000000 到0xBFFFFFFF），供各个进程使用，称为“用户空间”。因为每个进程可以通过系统调用进入内核，因此，Linux内核空间由系统内的所有进程共享。于是，从具体进程的角度来看，每个进程可以拥有4G字节的虚拟地址空间(也叫虚拟内存)。

每个进程有各自的私有用户空间（0～3G），这个空间对系统中的其他进程是不可见的。最高的1GB内核空间则为所有进程以及内核所共享。另外，进程的“用户空间”也叫“地址空间”，在后面的叙述中，我们对这两个术语不再区分。

用户空间不是进程共享的，而是进程隔离的。每个进程最大都可以有3GB的用户空间。一个进程对其中一个地址的访问，与其它进程对于同一地址的访问绝不冲突。比如，一个进程从其用户空间的地址0x1234ABCD处可以读出整数8，而另外一个进程从其用户空间的地址0x1234ABCD处可以读出整数20，这取决于进程自身的逻辑。

任意一个时刻，在一个CPU上只有一个进程在运行。所以对于此CPU来讲，在这一时刻，整个系统只存在一个4GB的虚拟地址空间，这个虚拟地址空间是面向此进程的。当进程发生切换的时候，虚拟地址空间也随着切换。由此可以看出，每个进程都有自己的虚拟地址空间，只有此进程运行的时候，其虚拟地址空间才被运行它的CPU所知。在其它时刻，其虚拟地址空间对于CPU来说，是不可知的。所以尽管每个进程都可以有4 GB的虚拟地址空间，但在CPU眼中，只有一个虚拟地址空间存在。虚拟地址空间的变化，随着进程切换而变化。

从上面我们知道，一个程序编译连接后形成的地址空间是一个虚拟地址空间，但是程序最终还是要运行在物理内存中。因此，应用程序所给出的任何虚地址最终必须被转化为物理地址，所以，虚拟地址空间必须被映射到物理内存空间中，这个映射关系需要通过硬件体系结构所规定的数据结构来建立。这就是我们所说的段描述符表和页表，Linux主要通过页表来进行映射。

于是，我们得出一个结论，如果给出的页表不同，那么CPU将某一虚拟地址空间中的地址转化成的物理地址就会不同。所以我们为每一个进程都建立其页表，将每个进程的虚拟地址空间根据自己的需要映射到物理地址空间上。既然某一时刻在某一CPU上只能有一个进程在运行，那么当进程发生切换的时候，将页表也更换为相应进程的页表，这就可以实现每个进程都有自己的虚拟地址空间而互不影响。所以，在任意时刻，对于一个CPU来说，只需要有当前进程的页表，就可以实现其虚拟地址到物理地址的转化。

内核空间到物理内存的映射

内核空间对所有的进程都是共享的，其中存放的是内核代码和数据，而进程的用户空间中存放的是用户程序的代码和数据，不管是内核程序还是用户程序，它们被编译和连接以后，所形成的指令和符号地址都是虚地址（参见2.5节中的例子），而不是物理内存中的物理地址。

虽然内核空间占据了每个虚拟空间中的最高1GB字节，但映射到物理内存却总是从最低地址（0x00000000）开始的，如图4.2所示，之所以这么规定，是为了在内核空间与物理内存之间建立简单的线性映射关系。其中，3GB（0xC0000000）就是物理地址与虚拟地址之间的位移量，在Linux代码中就叫做PAGE_OFFSET。

我们来看一下在include/asm/i386/page.h头文件中对内核空间中地址映射的说明及定义：

1.#define __PAGE_OFFSET (0xC0000000)

2.……

3.#define PAGE_OFFSET ((unsigned long)__PAGE_OFFSET)

4.#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)

5.#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))

对于内核空间而言，给定一个虚地址x，其物理地址为“x- PAGE_OFFSET”，给定一个物理地址x，其虚地址为“x+ PAGE_OFFSET”。

这里再次说明，宏__pa()仅仅把一个内核空间的虚地址映射到物理地址，而决不适用于用户空间，用户空间的地址映射要复杂得多，它通过分页机制完成。

 

从前一讲我们知道，内核空间为3GB~4GB ，这1GB 的空间分为如下几部分，如图1所示：

 

 

           图1  从PAGE_OFFSET开始的1GB地址空间  

 

 先说明图中符号的含义：

PAGE_OFFSET:0XC0000000,即3GB

high_memory:这个变量的字面含义是高端内存，到底什么是高端内存，Linux内核规定，RAM的前896为所谓的低端内存，而896~1GB共128MB为高端内存。如果你的内存是512M，那么 high_memory是多少？是3GB+512，也就是说，物理地址x<=896M,就有内核地址0xc0000000+x，否则，high_memory=0xc0000000+896M
或者说high_memory最大值为0xc0000000+896M ，实际值为0xc0000000+x

在源代码中函数mem_init中，有这样一行：

high_memory = (void *) __va(max_low_pfn * PAGE_SIZE);
其中，max_low_pfn为物理内存的最大页数。

所以在图中，PAGE_OFFSET到high_memory 之间就是所谓的物理内存映射。只有这一段之间，物理地址与虚地址之间是简单的线性关系。

  还要说明的是，要在这段内存分配内存，则调用kmalloc()函数。反过来说，通过kmalloc（）分配的内存，其物理页是连续的。

 

VMALLOC_START： 非连续区的的起始地址。

VMALLOC_END：非连续区的的末尾地址

在非连续区中，物理内存映射的末端与第一个VMalloc之间有一个8MB的安全区，目的是为了“捕获”对内存的越界访问。处于同样的理由，插入其他4KB的安全区来隔离非连续区。

 

非连续区的分配调用VMalloc（）函数。

 

vmalloc() 与 kmalloc() 都是在内核代码中用来分配内存的函数，但二者有何区别？

    从前面的介绍已经看出，这两个函数所分配的内存都处于内核空间，即从3GB ～4GB ；但位置不同，kmalloc() 分配的内存处于3GB ～high_memory 之间，这一段内核空间与物理内存的映射一一对应，而vmalloc() 分配的内存在VMALLOC_START ～4GB 之间，这一段非连续内存区映射到物理内存也可能是非连续的。

   vmalloc() 工作方式与kmalloc() 类似， 其主要差别在于前者分配的物理地址无需连续，而后者确保页在物理上是连续的（虚地址自然也是连续的）。

尽管仅仅在某些情况下才需要物理上连续的内存块，但是，很多内核代码都调用kmalloc() ，而不是用vmalloc() 获得内存。这主要是出于性能的考虑。vmalloc() 函数为了把物理上不连续的页面转换为虚拟地址空间上连续的页，必须专门建立页表项。还有，通过vmalloc() 获得的页必须一个一个的进行映射（因为它们物理上不是连续的），这就会导致比直接内存映射大得多的缓冲区刷新。因为这些原因，vmalloc() 仅在绝对必要时才会使用——典型的就是为了获得大块内存时，例如，当模块被动态插入到内核中时，就把模块装载到由vmalloc() 分配的内存上。

vmalloc() 函数用起来比较简单：

char *buf;

buf = vmalloc （16*PAGE_SIZE ）; 

if  （!buf ）

 

在使用完分配的内存之后，一定要释放它：

vfree （buf ）；