# 26 | 内核态内存映射：如何找到正确的会议室？ 前面讲用户态内存映射机制的时候，我们已经多次引申出了内核的映射机制，但是咱们都暂时放了放，这一节我们就来详细解析一下，让你彻底搞懂它。 首先，你要知道，内核态的内存映射机制，主要包含以下几个部分： * 内核态内存映射函数vmalloc、kmap\_atomic是如何工作的； * 内核态页表是放在哪里的，如何工作的？swapper\_pg\_dir是怎么回事； * 出现了内核态缺页异常应该怎么办？ ## 内核页表 和用户态页表不同，在系统初始化的时候，我们就要创建内核页表了。 我们从内核页表的根swapper\_pg\_dir开始找线索，在arch/x86/include/asm/pgtable\_64.h中就能找到它的定义。 ``` extern pud_t level3_kernel_pgt[512]; extern pud_t level3_ident_pgt[512]; extern pmd_t level2_kernel_pgt[512]; extern pmd_t level2_fixmap_pgt[512]; extern pmd_t level2_ident_pgt[512]; extern pte_t level1_fixmap_pgt[512]; extern pgd_t init_top_pgt[]; #define swapper_pg_dir init_top_pgt ``` swapper\_pg\_dir指向内核最顶级的目录pgd，同时出现的还有几个页表目录。我们可以回忆一下，64位系统的虚拟地址空间的布局，其中XXX\_ident\_pgt对应的是直接映射区，XXX\_kernel\_pgt对应的是内核代码区，XXX\_fixmap\_pgt对应的是固定映射区。 它们是在哪里初始化的呢？在汇编语言的文件里面的arch\\x86\\kernel\\head\_64.S。这段代码比较难看懂，你只要明白它是干什么的就行了。 ``` __INITDATA NEXT_PAGE(init_top_pgt) .quad level3_ident_pgt - __START_KERNEL_map + _KERNPG_TABLE .org init_top_pgt + PGD_PAGE_OFFSET*8, 0 .quad level3_ident_pgt - __START_KERNEL_map + _KERNPG_TABLE .org init_top_pgt + PGD_START_KERNEL*8, 0 /* (2^48-(2*1024*1024*1024))/(2^39) = 511 */ .quad level3_kernel_pgt - __START_KERNEL_map + _PAGE_TABLE NEXT_PAGE(level3_ident_pgt) .quad level2_ident_pgt - __START_KERNEL_map + _KERNPG_TABLE .fill 511, 8, 0 NEXT_PAGE(level2_ident_pgt) /* Since I easily can, map the first 1G. * Don't set NX because code runs from these pages. */ PMDS(0, __PAGE_KERNEL_IDENT_LARGE_EXEC, PTRS_PER_PMD) NEXT_PAGE(level3_kernel_pgt) .fill L3_START_KERNEL,8,0 /* (2^48-(2*1024*1024*1024)-((2^39)*511))/(2^30) = 510 */ .quad level2_kernel_pgt - __START_KERNEL_map + _KERNPG_TABLE .quad level2_fixmap_pgt - __START_KERNEL_map + _PAGE_TABLE NEXT_PAGE(level2_kernel_pgt) /* * 512 MB kernel mapping. We spend a full page on this pagetable * anyway. * * The kernel code+data+bss must not be bigger than that. * * (NOTE: at +512MB starts the module area, see MODULES_VADDR. * If you want to increase this then increase MODULES_VADDR * too.) */ PMDS(0, __PAGE_KERNEL_LARGE_EXEC, KERNEL_IMAGE_SIZE/PMD_SIZE) NEXT_PAGE(level2_fixmap_pgt) .fill 506,8,0 .quad level1_fixmap_pgt - __START_KERNEL_map + _PAGE_TABLE /* 8MB reserved for vsyscalls + a 2MB hole = 4 + 1 entries */ .fill 5,8,0 NEXT_PAGE(level1_fixmap_pgt) .fill 51 ``` 内核页表的顶级目录init\_top\_pgt，定义在\_\_INITDATA里面。咱们讲过ELF的格式，也讲过虚拟内存空间的布局。它们都有代码段，还有一些初始化了的全局变量，放在.init区域。这些说的就是这个区域。可以看到，页表的根其实是全局变量，这就使得我们初始化的时候，甚至内存管理还没有初始化的时候，很容易就可以定位到。 接下来，定义init\_top\_pgt包含哪些项，这个汇编代码比较难懂了。你可以简单地认为，quad是声明了一项的内容，org是跳到了某个位置。 所以，init\_top\_pgt有三项，上来先有一项，指向的是level3\_ident\_pgt，也即直接映射区页表的三级目录。为什么要减去\_\_START\_KERNEL\_map呢？因为level3\_ident\_pgt是定义在内核代码里的，写代码的时候，写的都是虚拟地址，谁写代码的时候也不知道将来加载的物理地址是多少呀，对不对？ 因为level3\_ident\_pgt是在虚拟地址的内核代码段里的，而\_\_START\_KERNEL\_map正是虚拟地址空间的内核代码段的起始地址，这在讲64位虚拟地址空间的时候都讲过了，要是想不起来就赶紧去回顾一下。这样，level3\_ident\_pgt减去\_\_START\_KERNEL\_map才是物理地址。 第一项定义完了以后，接下来我们跳到PGD\_PAGE\_OFFSET的位置，再定义一项。从定义可以看出，这一项就应该是\_\_PAGE\_OFFSET\_BASE对应的。\_\_PAGE\_OFFSET\_BASE是虚拟地址空间里面内核的起始地址。第二项也指向level3\_ident\_pgt，直接映射区。 ``` PGD_PAGE_OFFSET = pgd_index(__PAGE_OFFSET_BASE) PGD_START_KERNEL = pgd_index(__START_KERNEL_map) L3_START_KERNEL = pud_index(__START_KERNEL_map) ``` 第二项定义完了以后，接下来跳到PGD\_START\_KERNEL的位置，再定义一项。从定义可以看出，这一项应该是\_\_START\_KERNEL\_map对应的项，\_\_START\_KERNEL\_map是虚拟地址空间里面内核代码段的起始地址。第三项指向level3\_kernel\_pgt，内核代码区。 接下来的代码就很类似了，就是初始化个表项，然后指向下一级目录，最终形成下面这张图。 ![](https://static001.geekbang.org/resource/image/78/6d/78c8d44d7d8c08c03eee6f7a94652d6d.png) 内核页表定义完了，一开始这里面的页表能够覆盖的内存范围比较小。例如，内核代码区512M，直接映射区1G。这个时候，其实只要能够映射基本的内核代码和数据结构就可以了。可以看出，里面还空着很多项，可以用于将来映射巨大的内核虚拟地址空间，等用到的时候再进行映射。 如果是用户态进程页表，会有mm\_struct指向进程顶级目录pgd，对于内核来讲，也定义了一个mm\_struct，指向swapper\_pg\_dir。 ``` struct mm_struct init_mm = { .mm_rb = RB_ROOT, .pgd = swapper_pg_dir, .mm_users = ATOMIC_INIT(2), .mm_count = ATOMIC_INIT(1), .mmap_sem = __RWSEM_INITIALIZER(init_mm.mmap_sem), .page_table_lock = __SPIN_LOCK_UNLOCKED(init_mm.page_table_lock), .mmlist = LIST_HEAD_INIT(init_mm.mmlist), .user_ns = &init_user_ns, INIT_MM_CONTEXT(init_mm) }; ``` 定义完了内核页表，接下来是初始化内核页表，在系统启动的时候start\_kernel会调用setup\_arch。 ``` void __init setup_arch(char **cmdline_p) { /* * copy kernel address range established so far and switch * to the proper swapper page table */ clone_pgd_range(swapper_pg_dir + KERNEL_PGD_BOUNDARY, initial_page_table + KERNEL_PGD_BOUNDARY, KERNEL_PGD_PTRS); load_cr3(swapper_pg_dir); __flush_tlb_all(); ...... init_mm.start_code = (unsigned long) _text; init_mm.end_code = (unsigned long) _etext; init_mm.end_data = (unsigned long) _edata; init_mm.brk = _brk_end; ...... init_mem_mapping(); ...... } ``` 在setup\_arch中，load\_cr3(swapper\_pg\_dir)说明内核页表要开始起作用了，并且刷新了TLB，初始化init\_mm的成员变量，最重要的就是init\_mem\_mapping。最终它会调用kernel\_physical\_mapping\_init。 ``` /* * Create page table mapping for the physical memory for specific physical * addresses. The virtual and physical addresses have to be aligned on PMD level * down. It returns the last physical address mapped. */ unsigned long __meminit kernel_physical_mapping_init(unsigned long paddr_start, unsigned long paddr_end, unsigned long page_size_mask) { unsigned long vaddr, vaddr_start, vaddr_end, vaddr_next, paddr_last; paddr_last = paddr_end; vaddr = (unsigned long)__va(paddr_start); vaddr_end = (unsigned long)__va(paddr_end); vaddr_start = vaddr; for (; vaddr < vaddr_end; vaddr = vaddr_next) { pgd_t *pgd = pgd_offset_k(vaddr); p4d_t *p4d; vaddr_next = (vaddr & PGDIR_MASK) + PGDIR_SIZE; if (pgd_val(*pgd)) { p4d = (p4d_t *)pgd_page_vaddr(*pgd); paddr_last = phys_p4d_init(p4d, __pa(vaddr), __pa(vaddr_end), page_size_mask); continue; } p4d = alloc_low_page(); paddr_last = phys_p4d_init(p4d, __pa(vaddr), __pa(vaddr_end), page_size_mask); p4d_populate(&init_mm, p4d_offset(pgd, vaddr), (pud_t *) p4d); } __flush_tlb_all(); return paddr_l ``` 在kernel\_physical\_mapping\_init里，我们先通过\_\_va将物理地址转换为虚拟地址，然后再创建虚拟地址和物理地址的映射页表。 你可能会问，怎么这么麻烦啊？既然对于内核来讲，我们可以用\_\_va和\_\_pa直接在虚拟地址和物理地址之间直接转来转去，为啥还要辛辛苦苦建立页表呢？因为这是CPU和内存的硬件的需求，也就是说，CPU在保护模式下访问虚拟地址的时候，就会用CR3这个寄存器，这个寄存器是CPU定义的，作为操作系统，我们是软件，只能按照硬件的要求来。 你可能又会问了，按照咱们讲初始化的时候的过程，系统早早就进入了保护模式，到了setup\_arch里面才load\_cr3，如果使用cr3是硬件的要求，那之前是怎么办的呢？如果你仔细去看arch\\x86\\kernel\\head\_64.S，这里面除了初始化内核页表之外，在这之前，还有另一个页表early\_top\_pgt。看到关键字early了嘛？这个页表就是专门用在真正的内核页表初始化之前，为了遵循硬件的要求而设置的。早期页表不是我们这节的重点，这里我就不展开多说了。 ## vmalloc和kmap\_atomic原理 在用户态可以通过malloc函数分配内存，当然malloc在分配比较大的内存的时候，底层调用的是mmap，当然也可以直接通过mmap做内存映射，在内核里面也有相应的函数。 在虚拟地址空间里面，有个vmalloc区域，从VMALLOC\_START开始到VMALLOC\_END，可以用于映射一段物理内存。 ``` /** * vmalloc - allocate virtually contiguous memory * @size: allocation size * Allocate enough pages to cover @size from the page level * allocator and map them into contiguous kernel virtual space. * * For tight control over page level allocator and protection flags * use __vmalloc() instead. */ void *vmalloc(unsigned long size) { return __vmalloc_node_flags(size, NUMA_NO_NODE, GFP_KERNEL); } static void *__vmalloc_node(unsigned long size, unsigned long align, gfp_t gfp_mask, pgprot_t prot, int node, const void *caller) { return __vmalloc_node_range(size, align, VMALLOC_START, VMALLOC_END, gfp_mask, prot, 0, node, caller); } ``` 我们再来看内核的临时映射函数kmap\_atomic的实现。从下面的代码我们可以看出，如果是32位有高端地址的，就需要调用set\_pte通过内核页表进行临时映射；如果是64位没有高端地址的，就调用page\_address，里面会调用lowmem\_page\_address。其实低端内存的映射，会直接使用\_\_va进行临时映射。 ``` void *kmap_atomic_prot(struct page *page, pgprot_t prot) { ...... if (!PageHighMem(page)) return page_address(page); ...... vaddr = __fix_to_virt(FIX_KMAP_BEGIN + idx); set_pte(kmap_pte-idx, mk_pte(page, prot)); ...... return (void *)vaddr; } void *kmap_atomic(struct page *page) { return kmap_atomic_prot(page, kmap_prot); } static __always_inline void *lowmem_page_address(const struct page *page) { return page_to_virt(page); } #define page_to_virt(x) __va(PFN_PHYS(page_to_pfn(x) ``` ## 内核态缺页异常 可以看出，kmap\_atomic和vmalloc不同。kmap\_atomic发现，没有页表的时候，就直接创建页表进行映射了。而vmalloc没有，它只分配了内核的虚拟地址。所以，访问它的时候，会产生缺页异常。 内核态的缺页异常还是会调用do\_page\_fault，但是会走到咱们上面用户态缺页异常中没有解析的那部分vmalloc\_fault。这个函数并不复杂，主要用于关联内核页表项。 ``` /* * 32-bit: * * Handle a fault on the vmalloc or module mapping area */ static noinline int vmalloc_fault(unsigned long address) { unsigned long pgd_paddr; pmd_t *pmd_k; pte_t *pte_k; /* Make sure we are in vmalloc area: */ if (!(address >= VMALLOC_START && address < VMALLOC_END)) return -1; /* * Synchronize this task's top level page-table * with the 'reference' page table. * * Do _not_ use "current" here. We might be inside * an interrupt in the middle of a task switch.. */ pgd_paddr = read_cr3_pa(); pmd_k = vmalloc_sync_one(__va(pgd_paddr), address); if (!pmd_k) return -1; pte_k = pte_offset_kernel(pmd_k, address); if (!pte_present(*pte_k)) return -1; return 0 ``` ## 总结时刻 至此，内核态的内存映射也讲完了。这下，我们可以将整个内存管理的体系串起来了。 物理内存根据NUMA架构分节点。每个节点里面再分区域。每个区域里面再分页。 物理页面通过伙伴系统进行分配。分配的物理页面要变成虚拟地址让上层可以访问，kswapd可以根据物理页面的使用情况对页面进行换入换出。 对于内存的分配需求，可能来自内核态，也可能来自用户态。 对于内核态，kmalloc在分配大内存的时候，以及vmalloc分配不连续物理页的时候，直接使用伙伴系统，分配后转换为虚拟地址，访问的时候需要通过内核页表进行映射。 对于kmem\_cache以及kmalloc分配小内存，则使用slub分配器，将伙伴系统分配出来的大块内存切成一小块一小块进行分配。 kmem\_cache和kmalloc的部分不会被换出，因为用这两个函数分配的内存多用于保持内核关键的数据结构。内核态中vmalloc分配的部分会被换出，因而当访问的时候，发现不在，就会调用do\_page\_fault。 对于用户态的内存分配，或者直接调用mmap系统调用分配，或者调用malloc。调用malloc的时候，如果分配小的内存，就用sys\_brk系统调用；如果分配大的内存，还是用sys\_mmap系统调用。正常情况下，用户态的内存都是可以换出的，因而一旦发现内存中不存在，就会调用do\_page\_fault。 ![](https://static001.geekbang.org/resource/image/27/9a/274e22b3f5196a4c68bb6813fb643f9a.png) ## 课堂练习 伙伴系统分配好了物理页面之后，如何转换成为虚拟地址呢？请研究一下page\_address函数的实现。 欢迎留言和我分享你的疑惑和见解，也欢迎你收藏本节内容，反复研读。你也可以把今天的内容分享给你的朋友，和他一起学习、进步。 ![](https://static001.geekbang.org/resource/image/8c/37/8c0a95fa07a8b9a1abfd394479bdd637.jpg)