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
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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
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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)
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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。

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)
};
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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();
......
}
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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
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在 kernel_physical_mapping_init 里，我们先通过 __va 将物理地址转换为虚拟地址，然后在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，按照咱们将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);
}
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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)
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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
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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。

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。

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