内核虚存
内核地址空间的布局
初始化和固定映射
Boot mem
高端内存
VM 和 vmalloc
物理内存管理
slab 管理
page cache
swap cache 和 swap file
虚存管理(vma)
swap out
swap in
mm fault handle
mmap
我的理解是这样:
1.可以分成两个部分讨论:
内核空间的内存管理
用户空间的内存管理
2
对于用户空间管理，正如你说的，核心是映射，映射操作由cpu自动完成的，但是如何映射是linux定的。
正如数学中定义的，关于一个映射有3个要素;
定义域
|
| 映射规则
V
值域
因此要完成一个映射的定义，需要
在用户空间分配一个定义域(vm_area_struct的分配等操作)；
在“物理地址”上分配一个值域(内核空间的分配----页面级分配器)；
定义映射(页表操作)；
3
对于其它操作，也可以从这个3要素来考虑
比如交换:
就是把一部分值域“搬迁”到“外设”中，映射原象一端固定住，“象”一端也跟着移到“外设”中
交换中的缺页中断
不过是把部分“值域”再搬回到内存中来
内核地址空间的布局
我们计算一下, 如果 4G 的空间都有映射那么页表占去了多少空间:一个页表4K(一个pte代表4K), pgd 中有1024 项(每一项代表4K空间 ),那么就需要 4K*(1024+1) = 4M +4k 的空间.
内核的pgd 是 swapper_pg_dir,静态分配, 系统初始化时把前768项空出来. 也就是只初始化了 3G 以上的空间, 编译时内核的虚拟地址从 3G 开始.这样内核通过这个页目录寻址.初始化时映射的这一部分空间称为预映射.预映射把所有物理内存映射到内核, 同时p--v 转换非常简单,使得内核无须维护自己的虚拟空间,并且能够方便的存取用户空间.
众所周知的,__pa 宏基于这样的预映射.内核拥有独立的pgd, 也就是说内核的虚拟空间是独立于其他程序的.这样以来和其他进程完全没有联系.那么我们所说的用户在低 3G ,内核在最高 1G ,为所有用户共享, 又是怎么回事呢? 其实很简单, 进程页表前768项指向进程的用户空间，如果进程要访问内核空间，如系统调用，则进程的页目录中768项后的项指向swapper_pg_dir的768 项后的项。然后通过swapper_pg_dir来访问内核空间。一旦用户陷入内核,就使用内核的swapper_pg_dir(不是直接使用而是保持用 户pgd 768后面的和 swapper_pg_dir 一致,共享内核页表{因为到内核不切换pgd?}看看do_page_fault ^_^ 的相关处理)进行寻址!
linux 把他的 1G 线性空间分成了几个部分:
1) Linux将整个 4G 线性地址空间分为用户空间和内核空间两部分,而内核地址空间又被划分为"物理内存区", "虚拟内存分配区", "高端页面映射区","专用页面映射区", "系统保留映射区"几个区域.
2) 在标准配置下, 物理区最大长度为 896M ,系统的物理内存被顺序映射在物理区中,在支持扩展页长(PSE)和全局页面(PGE)的机器上,物理区使用 4M 页面并作为全局 页面来处理(呵呵,没有白白计算). 当系统物理内存大于 896M 时,超过物理区的那部分内存
称为高端内存,低端内存和高端内存用highmem_start_page变量来定界,内核在存取高端内存时必须将它们映射到"高端页面映射区".
3) Linux保留内核空间最顶部128K区域作为保留区,紧接保留区以下的一段区域为专用页面映射区,它的总尺寸和每一页的用途由 fixed_address枚举结构在编绎时预定义,用__fix_to_virt(index)可获取专用区内预定义页面的逻辑地址.在专用页面区内为 每个CPU预定义了一张高端内存映射页,用于在中断处理中高端页面的映射操作.
4) 距离内核空间顶部 32M , 长度为 4M 的一段区域为高端内存映射区,它正好占用1个页帧表所表示的物理内存总量, 它可以缓冲1024个高端页面的映射.在物理区和高端映射区之间为虚存内存分配区, 用于vmalloc()函数,它的前部与物理区有 8M 隔离带, 后部与高端映射区有8K(2.4为4k?)的隔离带.
5) 当系统物理内存超过 4G 时,必须使用CPU的扩展分页(PAE)模式所提供的64位页目录项才能存取到 4G 以上的物理内.在PAE模式下, 线性地址到物理地址的转换使用3级页表,第1级页目录由线性地址的最高2位索引, 每一目录项对应 1G 的寻址空间,第2级页目录项以9位索引, 每一目录项对应 2M 的寻址空间, 第3级页目录项以9位索引,每一目录项对应4K的页帧. 除了页目录项所描述的物理地址扩展为36位外,64位和32位页目录项结构没有什么区别. 在PAE模式下,包含PSE位的中级页目录项所对应的页面从 4M 减少为 2M .
内核的 1G 线性空间(灰色代表已经建立映射,只有物理区为完全映射)
物理区 8M 隔离 vmalloc 区 8K隔离 4M 的高端映射区 固定映射区
||
V
和物理区对应的物理内存 被映射到高端映射区的物理内存 其他高端物理内存
下面从代码中寻找一下根据(上面的分析好像不是 2.4.0 , ^_^):
下面的代码摘自 include/asm-386/pgtable.h
/* Just any arbitrary offset to the start of the vmalloc VM area: the
* current 8MB value just means that there will be a 8MB "hole" after the
* physical memory until the kernel virtual memory starts. That means that
* any out-of-bounds memory accesses will hopefully be caught.
* The vmalloc() routines leaves a hole of 4kB between each vmalloced
* area for the same reason. ;)
*/
#define VMALLOC_OFFSET (8*1024*1024)
#define VMALLOC_START (((unsigned long) high_memory + 2*VMALLOC_OFFSET-1) & ~(VMALLOC_OFFSET-1))
#define VMALLOC_VMADDR(x) ((unsigned long)(x))
#define VMALLOC_END (FIXADDR_START)
可以看出物理区 和 VM 区中间的那个空洞.而vmalloc区结束和固定映射区开始也应该是4k的空洞啊!
fixmap.h
fixed_addresses 看看这个结构就知道,高端内存映射区属于固定内存区的一种,并且每个cup一个.
enum fixed_addresses {
#ifdef CONFIG_X86_LOCAL_APIC
FIX_APIC_BASE, /* local (CPU) APIC) -- required for SMP or not */
#endif
#ifdef CONFIG_X86_IO_APIC
FIX_IO_APIC_BASE_0,
FIX_IO_APIC_BASE_END = FIX_IO_APIC_BASE_0 + MAX_IO_APICS-1,
#endif
#ifdef CONFIG_X86_VISWS_APIC
FIX_CO_CPU, /* Cobalt timer */
FIX_CO_APIC, /* Cobalt APIC Redirection Table */
FIX_LI_PCIA, /* Lithium PCI Bridge A */
FIX_LI_PCIB, /* Lithium PCI Bridge B */
#endif
#ifdef CONFIG_HIGHMEM
FIX_KMAP_BEGIN, /* reserved pte's for temporary kernel mappings */
FIX_KMAP_END = FIX_KMAP_BEGIN+(KM_TYPE_NR*NR_CPUS)-1,
#endif
__end_of_fixed_addresses
};
这个文件的以下定义也非常有意义:
/*
* used by vmalloc.c.
*
* Leave one empty page between vmalloc'ed areas and
* the start of the fixmap, and leave one page empty
* at the top of mem..
*/
#define FIXADDR_TOP (0xffffe000UL)
#define FIXADDR_SIZE (__end_of_fixed_addresses need_resched = 1;
cpu_idle();
}
arch/i386/kernel/setup.c
void __init setup_arch(char **cmdline_p)
{
unsigned long bootmap_size;
unsigned long start_pfn, max_pfn, max_low_pfn;
int i;
.......
setup_memory_region(); //有的系统 e820 不太好使,可能伪造一个 bios e820
.......
init_mm.start_code = (unsigned long) &_text; //初始化 init_mm
......
code_resource.start = virt_to_bus(&_text);
......
data_resource.start = virt_to_bus(&_etext);
......
#define PFN_UP(x) (((x) + PAGE_SIZE-1) >> PAGE_SHIFT)
#define PFN_DOWN(x) ((x) >> PAGE_SHIFT)
#define PFN_PHYS(x) ((x) MAXMEM_PFN) {
highstart_pfn = MAXMEM_PFN;
printk(KERN_NOTICE "%ldMB HIGHMEM available./n",
pages_to_mb(highend_pfn - highstart_pfn));
}
#endif
/*
* Initialize the boot-time allocator (with low memory only):
*/
bootmap_size = init_bootmem(start_pfn, max_low_pfn);
/*
* 把所有可用的低端内存注册于 bootmem allocator .
*/
.......
/*
* Reserve the bootmem bitmap itself as well. We do this in two
* steps (first step was init_bootmem()) because this catches
* the (very unlikely) case of us accidentally initializing the
* bootmem allocator with an invalid RAM area.
*/
reserve_bootmem(HIGH_MEMORY, (PFN_PHYS(start_pfn) +
bootmap_size + PAGE_SIZE-1) - (HIGH_MEMORY));
/*
* reserve physical page 0 - it's a special BIOS page on many boxes,
VMALLOC区是用连续的线性地址来映射不连续的内存页的，LINUX在很多方面都用到了VMALLOC区，比如说ioremap，当内核需要一些虚存地址空间时，就可以求助于VMALLOC区。
Permanent kernel mapping的线性地址是从PKMAP_BASE开始的，可以把2Mb或4Mb的高端内存映射到这里，内核一般都是用这块来映射高端内存，它也是连续的。
而fix-mapped 区可以看enum fixed_addresses,里面为每一个cpu都保存了一个窗口。 #ifdef CONFIG_HIGHMEM
FIX_KMAP_BEGIN, /* reserved pte's for temporary kernel mappings */
FIX_KMAP_END = FIX_KMAP_BEGIN+(KM_TYPE_NR*NR_CPUS)-1,
#endif
这个为每个cpu保留的窗口是可以被改变的，用kmap_atomic().
这个区我认为是内核保留的映射区，
这三个区都是内核用来映射高端内存的。