内核虚拟地址与物理地址的关系

在网上查资料时看到几篇介绍 linux driver 编写的文章，其中
提到 kmalloc() 与 __get_free_page() 返回地址的问题，我们
都知道 kmalloc() 与 __get_free_page() 分配的是物理内存，
但它返回的到底是什么？那几篇关于驱动编写的文章中提到申请
的是物理地址，返回的依然是物理地址。但有一篇文章中，作者
对此提出了质疑，但没有给出答案。这也就是我写这篇笔记的
原因。在找答案的同时也将 linux kernel 分配物理内存的流程
做了下分析。这仅是篇笔记，写的比较乱。自己能看懂就行了。


这里只分析分配连续物理地址的函数。对于 vmalloc() 这种分
配非连续物理地址的函数不在本记录范围之内。

1、kmalloc() 分配连续的物理地址，用于小内存分配。
2、__get_free_page() 分配连续的物理地址，用于整页分配。

至于为什么说以上函数分配的是连续的物理地址和返回的到底
是物理地址还是虚拟地址，下面的记录会做出解释。


kmalloc() 函数本身是基于 slab 实现的。slab 是为分配小内存
提供的一种高效机制。但 slab 这种分配机制又不是独立的，它
本身也是在页分配器的基础上来划分更细粒度的内存供调用者使
用。也就是说系统先用页分配器分配以页为最小单位的连续物理
地址，然后 kmalloc() 再在这上面根据调用者的需要进行切分。
关于以上论述，我们可以查看 kmalloc() 的实现，kmalloc() 
函数的实现是在 __do_kmalloc() 中，可以看到在 __do_kmalloc() 
代码里最终调用了 __cache_alloc() 来分配一个 slab，其实 
kmem_cache_alloc() 等函数的实现也是调用了这个函数来分配
新的 slab。我们按照 __cache_alloc() 函数的调用路径一直跟
踪下去会发现在 cache_grow() 函数中使用了 kmem_getpages() 
函数来分配一个物理页面，kmem_getpages() 函数中调用的 
alloc_pages_node() 最终是使用 __alloc_pages() 来返回一个
struct page 结构，而这个结构正是系统用来描述物理页面的。
这样也就证实了上面所说的，slab 是在物理页面基础上实现的。
kmalloc() 分配的是物理地址。


__get_free_page() 是页面分配器提供给调用者的最底层的内
存分配函数。它分配连续的物理内存。__get_free_page() 函数
本身是基于 buddy 实现的。在使用 buddy 实现的物理内存管理中
最小分配粒度是以页为单位的。关于以上论述，我们可以查看
__get_free_page() 的实现，可以看到 __get_free_page() 函
数只是一个非常简单的封状，它的整个函数实现就是无条件的调
用 __alloc_pages() 函数来分配物理内存，上面记录 kmalloc()
实现时也提到过是在调用 __alloc_pages() 函数来分配物理页面
的前提下进行的 slab 管理。那么这个函数是如何分配到物理页
面又是在什么区域中进行分配的？回答这个问题只能看下相关的
实现。可以看到在 __alloc_pages() 函数中，多次尝试调用
get_page_from_freelist() 函数从 zonelist 中取得相关 zone，
并从其中返回一个可用的 struct page 页面（这里的有些调用分
支是因为标志不同）。至此，可以知道一个物理页面的分配是
从 zonelist（一个 zone 的结构数组）中的 zone 返回的。那
么 zonelist/zone 是如何与物理页面关联，又是如何初始化的
呢？继续来看 free_area_init_nodes() 函数，此函数在系统初始
化时由 zone_sizes_init() 函数间接调用的，zone_sizes_init()
函数填充了三个区域：ZONE_DMA，ZONE_NORMAL，ZONE_HIGHMEM。
并把他们作为参数调用 free_area_init_nodes()，在这个函数中
会分配一个 pglist_data 结构，此结构中包含了 zonelist/zone
结构和一个 struct page 的物理页结构，在函数最后用此结构作
为参数调用了 free_area_init_node() 函数，在这个函数中首先
使用 calculate_node_totalpages() 函数标记 pglist_data 相关
区域，然后调用 alloc_node_mem_map() 函数初始化 pglist_data
结构中的 struct page 物理页。最后使用 free_area_init_core()
函数关联 pglist_data 与 zonelist。可见__get_free_page()是从
buddy systems分配的页框。现在通以上分析已经明确了
__get_free_page() 函数分配物理内存的流程。但这里又引出了几
个新问题，那就是此函数分配的物理页面是如何映射的？映射到了
什么位置？到这里不得不去看下与 VMM 相关的引导代码。


在看 VMM 相关的引导代码前，先来看一下 virt_to_phys() 与
phys_to_virt 这两个函数。顾名思义，即是虚拟地址到物理地址
和物理地址到虚拟地址的转换。函数实现十分简单，前者调用了
__pa( address ) 转换虚拟地址到物理地址，后者调用 __va( 
addrress ) 将物理地址转换为虚拟地址。再看下 __pa __va 这
两个宏到底做了什么。

#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)
#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))

通过上面可以看到仅仅是把地址加上或减去 PAGE_OFFSET，而
PAGE_OFFSET 在 x86 下定义为 0xC0000000。这里又引出了疑问，
在 linux 下写过 driver 的人都知道，在使用 kmalloc() 与 
__get_free_page() 分配完物理地址后，如果想得到正确的物理
地址需要使用 virt_to_phys() 进行转换。那么为什么要有这一步
呢？我们不分配的不就是物理地址么？怎么分配完成还需要转换？
如果返回的是虚拟地址，那么根据如上对 virt_to_phys() 的分析，
为什么仅仅对 PAGE_OFFSET 操作就能实现地址转换呢？虚拟地址与
物理地址之间的转换不需要查页表么？代着以上诸多疑问来看 VMM 
相关的引导代码。


直接从 start_kernel() 内核引导部分来查找 VMM 相关内容。可以
看到第一个应该关注的函数是 setup_arch()，在这个函数当中使用
paging_init() 函数来初始化和映射硬件页表（在初始化前已有 8M
内存被映射，在这里不做记录），而 paging_init() 则是调用的
pagetable_init() 来完成内核物理地址的映射以及相关内存的初始化。
在 pagetable_init() 函数中，首先是一些 PAE/PSE/PGE 相关判断 
与设置，然后使用 kernel_physical_mapping_init() 函数来实现内
核物理内存的映射。在这个函数中可以很清楚的看到，pgd_idx 是以
PAGE_OFFSET 为启始地址进行映射的，也就是说循环初始化所有物
理地址是以 PAGE_OFFSET 为起点的。继续观察我们可以看到在 PMD 
被初始化后，所有地址计算均是以 PAGE_OFFSET 作为标记来递增的。
分析到这里已经很明显的可以看出，物理地址被映射到以 PAGE_OFFSET
开始的虚拟地址空间。这样以上所有疑问就都有了答案。kmalloc() 与
__get_free_page() 所分配的物理页面被映射到了 PAGE_OFFSET 开始
的虚拟地址，也就是说实际物理地址与虚拟地址有一组一一对应的关系，
正是因为有了这种映射关系，对内核以 PAGE_OFFSET 启始的虚拟地址的分
配也就是对物理地址的分配（当然这有一定的范围，应该在 PAGE_OFFSET
与 VMALLOC_START 之间，后者为 vmalloc() 函数分配内存的启始地址）。
这也就解释了为什么 virt_to_phys() 与 phys_to_virt() 函数的实现
仅仅是加/减 PAGE_OFFSET 即可在虚拟地址与物理地址之间转换，正是
因为了有了这种映射，且固定不变，所以才不用去查页表进行转换。这也
同样回答了开始的问题，即 kmalloc() / __get_free_page() 分配的是
物理地址，而返回的则是虚拟地址（虽然这听上去有些别扭）。正是因
为有了这种映射关系，所以需要将它们的返回地址减去 PAGE_OFFSET 才
可以得到真正的物理地址。



参考：linux kernel source 2.6.19.1

/mm/page_alloc.c
/mm/slab.c
/arch/i386/mm/init.c
/init/main.c