原文：http://blog.csdn.net/tommy_wxie/article/details/ 点击打开链接摘要： 和驱动程序运行在，运行在用户空间，两者不能简单地使用指针传递数据，因为Linux使用的虚拟内存机制，用户空间的数据可能被换出，当内核空间使用用户空间指针时，对应的数据可能不在内存中。用户空间的内存映射采用段页式，而内核空间有自己的规则；本文旨在探讨内核空间的地址映射。地址映射模型 CPU采用了段页式地址映射模型。进程代码中的地址为逻辑地址，经过段页式地址映射后，才真正访问物理内存。段页式机制如下图。Linux内核地址空间划分通常32位Linux内核虚拟地址空间划分0~为用户空间，3~为内核空间(注意，可以使用的线性地址只有1G)。注意这里是32位内核地址空间划分，内核地址空间划分是不同的。Linux内核高端内存的由来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物理地址 = 逻辑地址 – 0xC0000000：这是内核地址空间的地址转换关系，注意内核的在“高端”，但是ta映射的物理内存地址在低端。逻辑地址物理内存地址0xc00000000&00xc00000010&10xc00000020&20xc00000030&3……0xe00000000&……0xffffffff0& ??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&，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&。即使安装了8G物理内存，那么物理地址为0&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&以后的内存。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。在结构中，三种类型的区域（从3G开始计算）如下：ZONE_DMA
内存开始的16MBZONE_NORMAL
16MB~896MBZONE_HIGHMEM 896MB ~ 结束（1G）Linux内核高端内存的理解前 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？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。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& ~ 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& ~ 0x800FFFFF的内存。映射关系如下：逻辑地址物理内存地址0xF87000000&0xF87000010&0xF87000020&……0xF87FFFFF0x800FFFFF当内核访问完0& ~ 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。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。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。Linux内核高端内存的划分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。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。对应高端内存的3部分，高端内存映射有三种方式：映射到”内核动态映射空间”（noncontiguous memory allocation）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。持久内核映射（permanent kernel mapping）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？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。临时映射（temporary kernel mapping）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。这块空间具有如下特点：（1）每个 CPU 占用一块空间（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。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。常见问题：1、用户空间（进程）是否有高端内存概念？用户进程没有高端内存概念。只有在内核空间才存在高端内存。用户进程最多只可以访问3G物理内存，而内核进程可以访问所有物理内存。（但是，实际上内核进程一般不会访问用户空间地址，因此，其task_struct中的mm域为NULL。）2、64位内核中有高端内存吗？目前现实中，64位Linux内核不存在高端内存，因为64位内核可以支持超过512GB内存。若机器安装的物理内存超过内核地址空间范围，就会存在高端内存。3、用户进程能访问多少物理内存？内核代码能访问多少物理内存？32位系统用户进程最大可以访问3GB，内核代码可以访问所有物理内存。系统用户进程最大可以访问超过512GB，内核代码可以访问所有物理内存。4、高端内存和物理地址、逻辑地址、线性地址的关系？高端内存只和逻辑地址有关系，和物理地址没有直接关系。5、为什么不把所有的地址空间都分配给内核？若把所有地址空间都给内存，那么用户进程怎么使用内存？怎么保证内核使用内存和用户进程不起冲突？（1）让我们忽略Linux对段式内存映射的支持。在保护模式下，我们知道无论CPU运行于用户态还是核心态，CPU执行程序所访问的地址都是虚拟地址，MMU必须通过读取控制寄存器CR3中的值作为当前页面目录的指针，进而根据分页内存映射机制（参看相关文档）将该虚拟地址转换为真正的物理地址才能让CPU真正的访问到物理地址。（2）对于32位的Linux，其每一个进程都有4G的寻址空间，但当一个进程访问其虚拟内存空间中的某个地址时又是怎样实现不与其它进程的虚拟空间混淆 的呢？每个进程都有其自身的页面目录PGD，Linux将该目录的指针存放在与进程对应的内存结构task_struct.(struct mm_struct)mm-&pgd中。每当一个进程被调度（schedule）即将进入运行态时，Linux内核都要用该进程的PGD指针设 置CR3（switch_mm）。（3）当创建一个新的进程时，都要为新进程创建一个新的页面目录PGD，并从内核的页面目录swapper_pg_dir中复制内核区间页面目录项至新建进程页面目录PGD的相应位置，具体过程如下：do_fork --& copy_mm --& mm_init --& pgd_alloc --& set_pgd_fast --& get_pgd_slow --& memcpy(&PGD + USER_PTRS_PER_PGD, swapper_pg_dir + USER_PTRS_PER_PGD, (PTRS_PER_PGD - USER_PTRS_PER_PGD) * sizeof(pgd_t))这样一来，每个进程的页面目录就分成了两部分，第一部分为“用户空间”，用来映射其整个进程空间（0x－0xBFFF FFFF）即3G字节的虚拟地址；第二部分为“系统空间”，用来映射（0xC000 0000－0xFFFF FFFF）1G字节的虚拟地址。可以看出Linux系统中每个进程的页面目录的第二部分是相同的，所以从进程的角度来看，每个进程有4G字节的虚拟空间， 较低的3G字节是自己的用户空间，最高的1G字节则为与所有进程以及内核共享的系统空间。（4）现在假设我们有如下一个情景：在进程A中通过系统调用sethostname(const char *name,seze_t len)设置计算机在网络中的“主机名”.在该情景中我们势必涉及到从用户空间向内核空间传递数据的问题，name是用户空间中的地址，它要通过系统调用设置到内核中的某个地址中。让我们看看这个 过程中的一些细节问题：系统调用的具体实现是将系统调用的参数依次存入寄存器ebx,ecx,,,（最多5个参数，该情景有两个 name和len），接着将系统调用号存入寄存器eax，然后通过中断指令“int 80”使进程A进入系统空间。由于进程的CPU运行级别小于等于为系统调用设置的陷阱门的准入级别3，所以可以畅通无阻的进入系统空间去执行为int 80设置的函数指针system_call。由于system_call属于内核空间，其运行级别DPL为0，CPU要将堆栈切换到内核堆栈，即 进程A的系统空间堆栈。我们知道内核为新建进程创建task_struct结构时，共分配了两个连续的页面，即8K的大小，并将底部约1k的大小用于 task_struct（如#define alloc_task_struct ((struct task_struct *) __get_free_pages(GFP_KERNEL,1))）,而其余部分内存用于系统空间的堆栈空间，即当从用户空间转入系统空间时，堆栈指针 esp变成了（alloc_task_struct+8192），这也是为什么系统空间通常用宏定义current（参看其实现）获取当前进程的 task_struct地址的原因。每次在进程从用户空间进入系统空间之初，系统堆栈就已经被依次压入用户堆栈SS、用户堆栈指针ESP、EFLAGS、 用户空间CS、EIP，接着system_call将eax压入，再接着调用SAVE_ALL依次压入ES、DS、EAX、EBP、、、 、ECX、EBX，然后调用sys_call_table+4*%EAX，本情景为sys_sethostname。（5）在sys_sethostname中，经过一些保护考虑后，调用copy_from_user(to,from,n），其中to指向内核空间 system_utsname.nodename，譬如0xE625A000，from指向用户空间譬如0x8010FE00。现在进程A进入了内核，在 系统空间中运行，MMU根据其PGD将虚拟地址完成到物理地址的映射，最终完成从用户空间到系统空间数据的复制。准备复制之前内核先要确定用户空间地址和 长度的合法性，至于从该用户空间地址开始的某个长度的整个区间是否已经映射并不去检查，如果区间内某个地址未映射或读写权限等问题出现时，则视为坏地址， 就产生一个页面异常，让页面异常服务程序处理。过程如 下：copy_from_user-&generic_copy_from_user-&access_ok+__copy_user_zeroing.（6）小结：*进程寻址空间0~4G*进程在用户态只能访问0~3G，只有进入内核态才能访问3G~4G*进程通过系统调用进入内核态*每个进程虚拟空间的3G~4G部分是相同的*进程从用户态进入内核态不会引起CR3的改变但会引起堆栈的改变Linux 简化了分段机制，使得虚拟地址与线性地址总是一致，因此，Linux的虚拟地址空间也为0～4G。Linux内核将这4G字节的空间分为两部分。将最高的 1G字节（从虚拟地址0xCxFFFFFFFF），供内核使用，称为“内核空间”。而将较低的3G字节（从 0xxBFFFFFFF），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字节的虚拟空间。Linux使用两级保护机制：0级供内核使用，3级供用户程序使用。从图中可以看出（这里无法表示图），每个进程有各自的私有用户空间（0～），这个空间对系统中的其他进程是不可见的。最高的1GB字节虚拟内核空间则为所有进程以及内核所共享。1．虚拟内核空间到物理空间的映射内核空间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。不管是内核空间还是用户空间，它们都处于虚拟空间中。读者会问系统启动时，内核的代码和数据不是被装入到物理内存吗？它们为什么也处于虚拟内存中呢？这和编译程序有关，后面我们通过具体讨论就会明白这一点。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（0x）开始。对内核空间来说，其地址映射是很简单 的线性映射，0xC0000000就是物理地址与线性地址之间的位移量，在代码中就叫做PAGE_OFFSET。我们来看一下在include/asm/i386/page.h中对内核空间中地址映射的说明及定义：/** This handles the memory map.. We could make this a config* option, but too many people screw it up, and too few need* it.** A __PAGE_OFFSET of 0xC0000000 means that the kernel has* a virtual address space of one gigabyte, which limits the* amount of physical memory you can use to about 950MB.** If you want more physical memory than this then see the CONFIG_HIGHMEM4G* and CONFIG_HIGHMEM64G options in the kernel configuration.*/#define __PAGE_OFFSET (0xC0000000)……#define PAGE_OFFSET ((unsigned long)__PAGE_OFFSET)#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))的注释中说明，如果你的物理内存大于950MB，那么在编译内核时就需要加CONFIG_HIGHMEM4G和CONFIG_HIGHMEM6选项，这种情况我们暂不考虑。如果物理内存小于950MB，则对于内核空间而言，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。2．内核映像在下面的描述中，我们把内核的代码和数据就叫内核映像（kernel image）。当系统启动时，映像被安装在物理地址0x开始的地方，即1MB开始的区间(第1M留作它用)。然而，在正常 运行时， 整个内核映像应该在虚拟内核空间中，因此，连接程序在连接内核映像时，在所有的符号地址上加一个偏移量PAGE_OFFSET，这样，内核映像在内核空间的起始地址就为0xC0100000。例如，进程的页目录PGD（属于）就处于内核空间中。在进程切换时，要将寄存器CR3设置成指向新进程的页目录PGD，而该目录的起始地址在中是虚地址，但CR3所需要的是物理地址，这时候就要用__pa进行地址转换。在 mm_context.h中就有这么一行语句：asm volatile(“movl %0,%%cr3”: :”r” (__pa(next-&pgd));这是一行嵌入式汇编代码，其含义是将下一个进程的页目录起始地址next_pgd，通过__pa转换成物理地址，存放在某个寄存器中，然后用mov指令将其写入CR3寄存器中。经过这行语句的处理，CR3就指向新进程next的页目录表PGD了。将为您减少类似内容我要收藏154个赞不感兴趣分享到分享到：相关文章还可以输入140字热门频道410.7万人订阅9.8万人订阅7.7万人订阅14万人订阅15.3万人订阅你还可用第三方账号来登录请输入你注册的电子邮件地址绑定密保手机*您可用使用此密保手机找回密码及登录*请勿随意泄露手机号，以防被不法分子利用，骗取帐号信息手机号码发送验证码确定电子邮件请输入您的意见和建议请您输入正确的邮箱地址，以便我们和您联系，帮您解决问题。扫描下载手机客户端热门搜词linux查看内存的大小
作者：jb51.net
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用free -m查看的结果：
total used free shared buffers cached
Mem: 504 471 32 0 19 269
-/+ buffers/cache: 183 321
Swap: 996 0 996
查看/proc/kcore文件的大小：
# ll -h /proc/kcore
-r-------- 1 root root 512M 10月 26 20:40 /proc/kcore
total显示的只有
用free -m查看的结果：# free -mtotal used free shared buffers cachedMem: 504 471 32 0 19 269-/+ buffers/cache: 183 321Swap: 996 0 996查看/proc/kcore文件的大小：# ll -h /proc/kcore-r-------- 1 root root 512M 10月 26 20:40 /proc/kcoretotal显示的只有504M,而我系统的实际内存大小是512M的，其中的8M被内核所占用了
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最近更新的内容Linux内核高端内存 – Linux Kernel Exploration
Linux内核地址映射模型
x86 CPU采用了段页式地址映射模型。进程代码中的地址为逻辑地址，经过段页式地址映射后，才真正访问物理内存。
段页式机制如下图。
Linux内核地址空间划分
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。
Linux内核高端内存的由来
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0x3，0xc0000004对应的物理地址为0x4，… …，逻辑地址与物理地址对应的关系为
物理地址 = 逻辑地址 &#00000
物理内存地址
0xc0000000
0xc0000001
0xc0000002
0xc0000003
0xe0000000
0xffffffff
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0x0 ~ 0x，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0x0 ~ 0x。即使安装了8G物理内存，那么物理地址为0x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0x以后的内存。
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。
在x86结构中，三种类型的区域如下：
内存开始的16MB
ZONE_NORMAL
16MB~896MB
ZONE_HIGHMEM
896MB ~ 结束
Linux内核高端内存的理解
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？
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。
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0x ~ 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0x ~ 0x800FFFFF的内存。映射关系如下：
物理内存地址
0xF8700000
0xF8700001
0xF8700002
0xF87FFFFF
0x800FFFFF
当内核访问完0x ~ 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。
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。
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。
在香港尖沙咀有些写字楼，洗手间很少且有门锁的。客户要去洗手间的话，可以向前台拿钥匙，方便完后，把钥匙归还到前台。这样虽然只有一个洗手间，但可以满足所有客户去洗手间的需求。要是某个客户一直占用洗手间、钥匙不归还，那么其他客户都无法上洗手间了。Linux内核高端内存管理的思想类似。
Linux内核高端内存的划分
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。
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。
对应高端内存的3部分，高端内存映射有三种方式：
映射到”内核动态映射空间”（noncontiguous memory allocation）
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。
持久内核映射（permanent kernel mapping）
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？
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。
临时映射（temporary kernel mapping）
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。
这块空间具有如下特点：
（1）每个 CPU 占用一块空间
（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。
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。
常见问题：
1、用户空间（进程）是否有高端内存概念？
用户进程没有高端内存概念。只有在内核空间才存在高端内存。用户进程最多只可以访问3G物理内存，而内核进程可以访问所有物理内存。
2、64位内核中有高端内存吗？
目前现实中，64位Linux内核不存在高端内存，因为64位内核可以支持超过512GB内存。若机器安装的物理内存超过内核地址空间范围，就会存在高端内存。
3、用户进程能访问多少物理内存？内核代码能访问多少物理内存？
32位系统用户进程最大可以访问3GB，内核代码可以访问所有物理内存。
64位系统用户进程最大可以访问超过512GB，内核代码可以访问所有物理内存。
4、高端内存和物理地址、逻辑地址、线性地址的关系？
高端内存只和物理地址有关系，和线性地址、逻辑地址没有直接关系。
5、为什么不把所有的地址空间都分配给内核？
若把所有地址空间都给内存，那么用户进程怎么使用内存？怎么保证内核使用内存和用户进程不起冲突？
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Linux内核之内存管理
作者：harvey wang&
X86gdtldtlinux4gdtlinuxdisablex86
linuxx86 cr3
nodezonebuddyslab
SGI Altix3000
NUMACPUSGI Altix 30002Itanium2 CPUNUMA Node NUMA 。
Intel x86 NUMA x86 Linux NodeNUMA
来管理各个node。
LinuxNodeZone
每个结点的内存被分为多个块，称为zones，它表示内存中一段区域。一个zone用struct zone结构描述，zone的类型主要有ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM。ZONE_DMA位于低端的内存空间，用于某些旧的ISA设备。ZONE_NORMAL的内存直接映射到Linux内核线性地址空间的高端部分，ZONE_HIGHMEM位于物理地址高于896MB的区域。例如，在X86中，zone的物理地址如下：
内核空间只有1GB线性地址，如果使用大于1GB的物理内存就没法直接映射到内核线性空间了。当系统中的内存大于896MB时，把内核线性空间分为两部分，内核中低于896MB线性地址空间直接映射到低896MB的物理地址空间；高于896MB的128MB内核线性空间用于动态映射ZONE_HIGHMEM内存区域（即物理地址高于896MB的物理空间）。
如上图所示，每个zone区域都采用伙伴系统（buddy system）来管理空闲内存页面。把所有的空闲页框分组为11个块链表，每个块链表分别包含大小为1，2，4，8，16，32，64，128，256，512和1024个连续的页框。链表编号分别为0，1，2，3，… k… 10。
从buddy system中申请页面过程：
1、根据申请存储区域大小查找对应的编号为K的块链表。
2、如果编号K的链表为空，则向编号为k+1的链表申请一个存储区域。如果编号为k+1链表不为空，系统从编号为k+1的链表上拆下一个区域，并将拆下的区域分为两个2^k的区域，一个返还给申请者，另一个则挂到编号为k的链表。
3、如果编号为k+1的链表也为空，编号为k+2的链表不为空。则从k+2的链表中拆下一个区域变为两个2^(k+1)区域，一个挂到编号为k+1的链表上，把另一个拆为两个2^k的区域，一个返还给申请者，把另一个挂到编号为k的链表上。
4、如果k+2的链表也为空，则一直向上迭代，直到编号为10的链表为止，如果编号为10的链表还为空，则申请失败。
向buddy system中释放页面过程：
在向buddy system 释放页面时，总会检测释放的页面和链表中其他页面是否可以组成一个更大一级的页面，如果可以组成，则把这两个区域组成一个并挂到更高一级的链表中。这个过程是迭代的，释放过程会一层层向上找伙伴，然后合并成更大的，再向上找伙伴，实在找不到了就停止了！
疑问：按照上面的说法，是否会出现这种情况，在释放某个页面导致所有页面都组成了标号为10的连续页面了。等到再需要分配1个页面时，又要一级一级地拆分。这样的话效率是否很低？？
是否在buddy system 每个链表结构中设一个门限值会更好？释放时标记一下可以组成buddy的两个连续区域，只有该级空闲的区域个数超过门限后才组成buddy并挂到上一级链表上。当然，这个门限值可以由内核根据目前总的空闲页面数量进行动态调整。
下图中给出了 slab 结构的高层组织结构。在最高层是 cache_chain，这是一个 slab 缓存的链接列表。可以用来查找最适合所需要的分配大小的缓存。cache_chain 的每个元素都是一个 kmem_cache 结构的引用。一个kmem_cache中的所有object大小都相同。
分配器的主要结构
slab是基于buddy system的， 每个slab占用一个或多个连续页，即一个buddy链中的1个或多个页面。
每个缓存都包含了一个 slabs 列表，这是一段连续的内存块（通常都是页面）。存在 3 种 slab：
slabs_full
完全分配的 slab ，即其维护的空闲object链表为空
slabs_partial
部分分配的 slab
slabs_empty
空 slab，或者没有对象被分配，即其inuse标志位0.
注意 slabs_empty 列表中的 slab 是进行回收的主要备选对象。正是通过此过程，slab 所使用的内存被返回给操作系统供其他用户使用。
slab 列表中的每个 slab 都是一个连续的内存块（从buddy申请的一个或多个连续页），它们被划分成一个个对象，这些对象是分配和释放的基本元素。在slab扩展时或把slab占用的内存块释放到buddy系统时， slab是最小分配单位。通常来说，每个 slab 被分配为多个对象。由于对象是从 slab 中进行分配和释放的，因此单个 slab 可以在 slab 列表之间进行移动。例如，当一个 slab 中的所有对象都被使用完时，就从 slabs_partial 列表中移动到 slabs_full 列表中。当一个 slab 完全被分配并且有对象被释放后，就从 slabs_full 列表中移动到 slabs_partial 列表中。当所有对象都被释放之后，就从 slabs_partial 列表移动到 slabs_empty 列表中。
背后的动机
与传统的内存管理模式相比， slab 缓存分配器提供了很多优点。首先，内核通常依赖于对小对象的分配，它们会在系统生命周期内进行无数次分配。slab 缓存分配器通过对类似大小的对象进行缓存而提供这种功能，从而避免了常见的碎片问题。slab 分配器还支持通用对象的初始化，从而避免了为同一目而对一个对象重复进行初始化。最后，slab 分配器还可以支持硬件缓存对齐和着色，这允许不同缓存中的对象占用相同的缓存行，从而提高缓存的利用率并获得更好的性能。
每个进程的task_struct中都有一个active_mm成员，类型为struct mm_struct，内核就是利用该成员管理进程虚拟空间的。参见数据结构task_struct，为了方便阅读，删除了该结构中无关的成员变量。
struct task_struct{
&&&&& struct mm_struct *mm, *active_
参考下面的数据结构定义。数据结构struct mm_struct 中的成员mm_rb指向了一棵红黑树的根，该进程的所有申请的虚拟空间都以起始虚拟地址为红黑树的key值挂到了这棵红黑树上。mm_struct 中的成员map_count指示该进程拥有的虚拟空间的个数，pgd指向该进程的页转换表。
struct mm_struct{
&&&&& struct vm_area_struct * /* list of VMAs 指向若干个VMA组成的链表 */
&&&&& struct rb_root mm_&&&&&&&&&&&&&& 指向一棵红黑树&&&&
&&&&& struct vm_area_struct * mmap_ 指向最近找到的虚拟存储区域
&&&&& int map_&&&&&&&&&&&&&&&&& /* number of VMAs */& 虚拟区间的个数
&&&&& pgd_t *&&&&&&&&&&&& 指向页转换表
数据结构struct vm_area_struct定义了一个连续的虚拟地址空间，包括起始地址和结束地址，以及红黑树节点vm_rb。内核就是以vm_start为key值把vm_rb挂到进程内存红黑树上的。
struct vm_area_struct{
&&&&& struct mm_struct * vm_&&& /* The address space we belong to. */
&&&&& unsigned long vm_&&&&&&&&& /* Our start address within vm_mm. */
&&&&& unsigned long vm_ /* The first byte after our end address within vm_mm. */
&&&&& struct rb_node vm_ &&& &这个虚拟区域对应的红黑树的节点
内核在给进程分配了一块虚拟地址内存块后，就将该区域挂接到进程的红黑树上，此时内核尚未给该进程分配实际的内存。在进程访问该区域时则产生缺页中断，在中断中检查访问的区域已经分配给进程后，则分配实际内存页面，并更新该进程的页转换查找表。中断返回，进程重新执行触发中断的指令，并继续运行。
当进程释放一块内存区域后，内核会立即收回分配给该区域的物理内存页面。
（四）malloc
/CppExplore/archive//111049.html
sbrk/mmapmalloc/freemalloclinuxDougLeadlmallocptmallocdlmallocmalloc1 dlmalloc&&&boundary tag: &&&smallbins: dlmalloc8,16,24......5128&&&treebins: 51281512~640, 640~896.....128256512......&&&dv chunk:& dv chunk.&&&top chunk: dlmallocsbrkchunktop chunk.2 &&&&&&& -->-->dv chunk-->-->top chunk-->sbrk/mmap3 &&&&&&&-->top chunktop chunk>128k&&&&&&&&&&&&&&&&&&&&&&&&&&&&& -->chunkdlmallocdlmallocmalloc/freemallocfreemallocfreedlmallocfreetop chunk<128k2malloc/free
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给主人留下些什么吧！~~
本文中\&在x86中虚实地址转换分为段式转换和页转换。段转换过程是由逻辑地址（或称为虚拟地址）转换为线性地址；页转换过程则是将线性地址转换为物理地址。\&逻辑地址不是虚拟地址，线性地址才称为虚拟地址；逻辑地址是有段和偏移量组成。
请登录后评论。}