從用戶(hù)態(tài)、內(nèi)核態(tài)、全局變量、BSS函數(shù)看進(jìn)程運(yùn)行狀態(tài)
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收集項(xiàng)目組需求的時(shí)候，我們知道一個(gè)進(jìn)程要運(yùn)行起來(lái)需要以下的內(nèi)存結(jié)構(gòu)。
用戶(hù)態(tài)：
代碼段、全局變量、BSS
函數(shù)棧
堆
內(nèi)存映射區(qū)
內(nèi)核態(tài)：
內(nèi)核的代碼、全局變量、BSS
內(nèi)核數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)例如 task_struct
內(nèi)核棧
內(nèi)核中動(dòng)態(tài)分配的內(nèi)存
現(xiàn)在這些事是不是已經(jīng)都有了著落？
我畫(huà)了一個(gè)圖，總結(jié)一下進(jìn)程運(yùn)行狀態(tài)在 32 位下對(duì)應(yīng)關(guān)系。
對(duì)于 64 位的對(duì)應(yīng)關(guān)系，只是稍有區(qū)別，我這里也畫(huà)了一個(gè)圖，方便你對(duì)比理解。
用戶(hù)態(tài)和內(nèi)核態(tài)的劃分
進(jìn)程的虛擬地址空間，其實(shí)就是站在項(xiàng)目組的角度來(lái)看內(nèi)存，所以我們就從 task_struct 出發(fā)來(lái)看。這里面有一個(gè) struct mm_struct 結(jié)構(gòu)來(lái)管理內(nèi)存。
struct mm_struct *mm;在 struct mm_struct 里面，有這樣一個(gè)成員變量：
unsigned long task_size; /* size of task vm space */我們之前講過(guò)，整個(gè)虛擬內(nèi)存空間要一分為二，一部分是用戶(hù)態(tài)地址空間，一部分是內(nèi)核態(tài)地址空間，那這兩部分的分界線(xiàn)在哪里呢？這就要 task_size 來(lái)定義。
對(duì)于 32 未來(lái)的系統(tǒng)，內(nèi)核里面是這樣定義 TASK_SIZE 答：
#ifdef CONFIG_X86_32
/*
* User space process size: 3GB (default).
*/
#define TASK_SIZE PAGE_OFFSET
#define TASK_SIZE_MAX TASK_SIZE
/*
config PAGE_OFFSET
hex
default 0xC0000000
depends on X86_32
*/
#else
/*
* User space process size. 47bits minus one guard page.
*/
#define TASK_SIZE_MAX ((1UL << 47) - PAGE_SIZE)
#define TASK_SIZE (test_thread_flag(TIF_ADDR32) ? \
IA32_PAGE_OFFSET : TASK_SIZE_MAX)
......當(dāng)執(zhí)行一個(gè)新的進(jìn)程的時(shí)候，會(huì)做以下的設(shè)置：
current->mm->task_size = TASK_SIZE;
對(duì)于 32 位系統(tǒng)，最大能夠?qū)ぶ?2^32=4G，其中用戶(hù)態(tài)虛擬地址空間是 3G，內(nèi)核態(tài)是 1G。
對(duì)于 64 位置系統(tǒng)，虛擬地址只使用了 48 位。就像代碼里面寫(xiě)的一樣，1 左移了 47 位，就相當(dāng)于 48 位地址空間一半的位置，0x0000800000000000，然后減去一個(gè)頁(yè)，就是 0x00007FFFFFFFF000，共 128T。同樣，內(nèi)核空間也是 128T。內(nèi)核空間和用戶(hù)空間之間隔著很大的空隙，以此來(lái)進(jìn)行隔離。
用戶(hù)態(tài)布局
我們先來(lái)看用戶(hù)態(tài)虛擬空間的布局。
之前我們講了用戶(hù)態(tài)虛擬空間里面有幾類(lèi)數(shù)據(jù)，例如代碼、全局變量、堆、棧、內(nèi)存映射區(qū)等。在 struct mm_struct 里面，有下面這些變量定義了這些區(qū)域的統(tǒng)計(jì)信息和位置。
unsigned long mmap_base; /* base of mmap area */
unsigned long total_vm; /* Total pages mapped */
unsigned long locked_vm; /* Pages that have PG_mlocked set */
unsigned long pinned_vm; /* Refcount permanently increased */
unsigned long data_vm; /* VM_WRITE & ~VM_SHARED & ~VM_STACK */
unsigned long exec_vm; /* VM_EXEC & ~VM_WRITE & ~VM_STACK */
unsigned long stack_vm; /* VM_STACK */
unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;
unsigned long start_brk, brk, start_stack;
unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;其中，total_vm 是總共映射的頁(yè)的數(shù)目。我們知道，這么大的虛擬地址空間，不可能都有真實(shí)內(nèi)存對(duì)應(yīng)，所以這里是映射的數(shù)目。當(dāng)內(nèi)存吃緊的時(shí)候，有些頁(yè)可以換出到硬盤(pán)上，有的頁(yè)因?yàn)楸容^重要，不能換出。locked_vm 就是被鎖定不能換出，pinned_vm 是不能換出，也不能移動(dòng)。
data_vm 是存放數(shù)據(jù)的頁(yè)的數(shù)目，exec_vm 是存放可執(zhí)行文件的頁(yè)的數(shù)目，stack_vm 是棧所占的頁(yè)的數(shù)目。
start_code 和 end_code 表示可執(zhí)行代碼的開(kāi)始和結(jié)束位置，start_data 和 end_data 表示已初始化數(shù)據(jù)的開(kāi)始位置和結(jié)束位置。
start_brk 是堆的起始位置，brk 是堆當(dāng)前的結(jié)束位置。前面咱們講過(guò) malloc 申請(qǐng)一小塊內(nèi)存的話(huà)，就是通過(guò)改變 brk 位置實(shí)現(xiàn)的。
start_stack 是棧的起始位置，棧的結(jié)束位置在寄存器的棧頂指針中。
arg_start 和 arg_end 是參數(shù)列表的位置， env_start 和 env_end 是環(huán)境變量的位置。它們都位于棧中最高地址的地方。
mmap_base 表示虛擬地址空間中用于內(nèi)存映射的起始地址。一般情況下，這個(gè)空間是從高地址到低地址增長(zhǎng)的。前面咱們講 malloc 申請(qǐng)一大塊內(nèi)存的時(shí)候，就是通過(guò) mmap 在這里映射一塊區(qū)域到物理內(nèi)存。咱們加載動(dòng)態(tài)鏈接庫(kù) so 文件，也是在這個(gè)區(qū)域里面，映射一塊區(qū)域到 so 文件。
這下所有用戶(hù)狀態(tài)的區(qū)域的位置基本上都描述清楚了。整個(gè)布局就像下面這張圖這樣。雖然 32 位和 64 位置的空間相差很大，但是區(qū)域的類(lèi)別和布局是相似的。
除了位置信息之外，struct mm_struct 里面還專(zhuān)門(mén)有一個(gè)結(jié)構(gòu) vm_area_struct，來(lái)描述這些區(qū)域的屬性。
struct vm_area_struct *mmap; /* list of VMAs */
struct rb_root mm_rb;這里面一個(gè)是單鏈表，用于將這些區(qū)域串起來(lái)。另外還有一個(gè)紅黑樹(shù)。又是這個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，在進(jìn)程調(diào)度的時(shí)候我們用的也是紅黑樹(shù)。它的好處就是查找和修改都很快。這里用紅黑樹(shù)，就是為了快速查找一個(gè)內(nèi)存區(qū)域，并在需要改變的時(shí)候，能夠快速修改。
struct vm_area_struct {
/* The first cache line has the info for VMA tree walking. */
unsigned long vm_start; /* Our start address within vm_mm. */
unsigned long vm_end; /* The first byte after our end address within vm_mm. */
/* linked list of VM areas per task, sorted by address */
struct vm_area_struct *vm_next, *vm_prev;
struct rb_node vm_rb;
struct mm_struct *vm_mm; /* The address space we belong to. */
struct list_head anon_vma_chain; /* Serialized by mmap_sem &
* page_table_lock */
struct anon_vma *anon_vma; /* Serialized by page_table_lock */
/* Function pointers to deal with this struct. */
const struct vm_operations_struct *vm_ops;
struct file * vm_file; /* File we map to (can be NULL). */
void * vm_private_data; /* was vm_pte (shared mem) */
} __randomize_layout;vm_start 和 vm_end 指定了該區(qū)域在用戶(hù)空間中的起始和結(jié)束地址。vm_next 和 vm_prev 將這個(gè)區(qū)域串在鏈表上。vm_rb 將這個(gè)區(qū)域放在紅黑樹(shù)上。vm_ops 里面是對(duì)這個(gè)內(nèi)存區(qū)域可以做的操作的定義。
虛擬內(nèi)存區(qū)域可以映射到物理內(nèi)存，也可以映射到文件，映射到物理內(nèi)存的時(shí)候稱(chēng)為匿名映射，anon_vma 中，anoy 就是 anonymous，匿名的意思，映射到文件就需要有 vm_file 指定被映射的文件。
那這些 vm_area_struct 是如何和上面的內(nèi)存區(qū)域關(guān)聯(lián)的呢？
這個(gè)事情是在 load_elf_binary 里面實(shí)現(xiàn)的。沒(méi)錯(cuò)，就是它。加載內(nèi)核的是它，啟動(dòng)第一個(gè)用戶(hù)態(tài)進(jìn)程 init 的是它，fork 完了以后，調(diào)用 exec 運(yùn)行一個(gè)二進(jìn)制程序的也是它。
當(dāng) exec 運(yùn)行一個(gè)二進(jìn)制程序的時(shí)候，除了解析 ELF 的格式之外，另外一個(gè)重要的事情就是建立內(nèi)存映射。
static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm)
{
......
setup_new_exec(bprm);
......
retval = setup_arg_pages(bprm, randomize_stack_top(STACK_TOP),
executable_stack);
......
error = elf_map(bprm->file, load_bias + vaddr, elf_ppnt,
elf_prot, elf_flags, total_size);
......
retval = set_brk(elf_bss, elf_brk, bss_prot);
......
elf_entry = load_elf_interp(&loc->interp_elf_ex,
interpreter,
&interp_map_addr,
load_bias, interp_elf_phdata);
......
current->mm->end_code = end_code;
current->mm->start_code = start_code;
current->mm->start_data = start_data;
current->mm->end_data = end_data;
current->mm->start_stack = bprm->p;
......
}load_elf_binary 會(huì)完成以下的事情：
調(diào)用 setup_new_exec，設(shè)置內(nèi)存映射區(qū) mmap_base；
調(diào)用 setup_arg_pages，設(shè)置棧的 vm_area_struct，這里面設(shè)置了 mm->arg_start 是指向棧底的，current->mm->start_stack 就是棧底；
elf_map 會(huì)將 ELF 文件中的代碼部分映射到內(nèi)存中來(lái)；
set_brk 設(shè)置了堆的 vm_area_struct，這里面設(shè)置了 current->mm->start_brk = current->mm->brk，也即堆里面還是空的；
load_elf_interp 將依賴(lài)的 so 映射到內(nèi)存中的內(nèi)存映射區(qū)域。
最終就形成下面這個(gè)內(nèi)存映射圖。
映射完畢后，什么情況下會(huì)修改呢？
第一種情況是函數(shù)的調(diào)用，涉及函數(shù)棧的改變，主要是改變棧頂指針。
第二種情況是通過(guò) malloc 申請(qǐng)一個(gè)堆內(nèi)的空間，當(dāng)然底層要么執(zhí)行 brk，要么執(zhí)行 mmap。關(guān)于內(nèi)存映射的部分，我們后面的章節(jié)講，這里我們重點(diǎn)看一下 brk 是怎么做的。
brk 系統(tǒng)調(diào)用實(shí)現(xiàn)的入口是 sys_brk 函數(shù)，就像下面代碼定義的一樣。
SYSCALL_DEFINE1(brk, unsigned long, brk)
{
unsigned long retval;
unsigned long newbrk, oldbrk;
struct mm_struct *mm = current->mm;
struct vm_area_struct *next;
......
newbrk = PAGE_ALIGN(brk);
oldbrk = PAGE_ALIGN(mm->brk);
if (oldbrk == newbrk)
goto set_brk;
/* Always allow shrinking brk. */
if (brk <= mm->brk) {
if (!do_munmap(mm, newbrk, oldbrk-newbrk, &uf))
goto set_brk;
goto out;
}
/* Check against existing mmap mappings. */
next = find_vma(mm, oldbrk);
if (next && newbrk + PAGE_SIZE > vm_start_gap(next))
goto out;
/* Ok, looks good - let it rip. */
if (do_brk(oldbrk, newbrk-oldbrk, &uf) < 0)
goto out;
set_brk:
mm->brk = brk;
......
return brk;
out:
retval = mm->brk;
return retval前面我們講過(guò)了，堆是從低地址向高地址增長(zhǎng)的，sys_brk 函數(shù)的參數(shù) brk 是新的堆頂位置，而當(dāng)前的 mm->brk 是原來(lái)堆頂?shù)奈恢谩?/span>
首先要做的第一個(gè)事情，將原來(lái)的堆頂和現(xiàn)在的堆頂，都按照頁(yè)對(duì)齊地址，然后比較大小。如果兩者相同，說(shuō)明這次增加的堆的量很小，還在一個(gè)頁(yè)里面，不需要另行分配頁(yè)，直接跳到 set_brk 那里，設(shè)置 mm->brk 為新的 brk 就可以了。
如果發(fā)現(xiàn)新舊堆頂不在一個(gè)頁(yè)里面，麻煩了，這下要跨頁(yè)了。如果發(fā)現(xiàn)新堆頂小于舊堆頂，這說(shuō)明不是新分配內(nèi)存了，而是釋放內(nèi)存了，釋放的還不小，至少釋放了一頁(yè)，于是調(diào)用 do_munmap 將這一頁(yè)的內(nèi)存映射去掉。
如果堆將要擴(kuò)大，就要調(diào)用 find_vma。如果打開(kāi)這個(gè)函數(shù)，看到的是對(duì)紅黑樹(shù)的查找，找到的是原堆頂所在的 vm_area_struct 的下一個(gè) vm_area_struct，看當(dāng)前的堆頂和下一個(gè) vm_area_struct 之間還能不能分配一個(gè)完整的頁(yè)。如果不能，沒(méi)辦法只好直接退出返回，內(nèi)存空間都被占滿(mǎn)了。
如果還有空間，就調(diào)用 do_brk 進(jìn)一步分配堆空間，從舊堆頂開(kāi)始，分配計(jì)算出的新舊堆頂之間的頁(yè)數(shù)。
static int do_brk(unsigned long addr, unsigned long len, struct list_head *uf)
{
return do_brk_flags(addr, len, 0, uf);
}
static int do_brk_flags(unsigned long addr, unsigned long request, unsigned long flags, struct list_head *uf)
{
struct mm_struct *mm = current->mm;
struct vm_area_struct *vma, *prev;
unsigned long len;
struct rb_node **rb_link, *rb_parent;
pgoff_t pgoff = addr >> PAGE_SHIFT;
int error;
len = PAGE_ALIGN(request);
......
find_vma_links(mm, addr, addr + len, &prev, &rb_link,
&rb_parent);
......
vma = vma_merge(mm, prev, addr, addr + len, flags,
NULL, NULL, pgoff, NULL, NULL_VM_UFFD_CTX);
if (vma)
goto out;
......
vma = kmem_cache_zalloc(vm_area_cachep, GFP_KERNEL);
INIT_LIST_HEAD(&vma->anon_vma_chain);
vma->vm_mm = mm;
vma->vm_start = addr;
vma->vm_end = addr + len;
vma->vm_pgoff = pgoff;
vma->vm_flags = flags;
vma->vm_page_prot = vm_get_page_prot(flags);
vma_link(mm, vma, prev, rb_link, rb_parent);
out:
perf_event_mmap(vma);
mm->total_vm += len >> PAGE_SHIFT;
mm->data_vm += len >> PAGE_SHIFT;
if (flags & VM_LOCKED)
mm->locked_vm += (len >> PAGE_SHIFT);
vma->vm_flags |= VM_SOFTDIRTY;
return 0;在 do_brk 中，調(diào)用 find_vma_links 找到將來(lái)的 vm_area_struct 節(jié)點(diǎn)在紅黑樹(shù)的位置，找到它的父節(jié)點(diǎn)、前序節(jié)點(diǎn)。接下來(lái)調(diào)用 vma_merge，看這個(gè)新節(jié)點(diǎn)是否能夠和現(xiàn)有樹(shù)中的節(jié)點(diǎn)合并。如果地址是連著的，能夠合并，則不用創(chuàng)建新的 vm_area_struct 了，直接跳到 out，更新統(tǒng)計(jì)值即可；如果不能合并，則創(chuàng)建新的 vm_area_struct，既加到 anon_vma_chain 鏈表中，也加到紅黑樹(shù)中。
內(nèi)核態(tài)的布局
用戶(hù)態(tài)虛擬空間分析完畢，接下來(lái)我們分析內(nèi)核態(tài)虛擬空間。
內(nèi)核態(tài)的虛擬空間和某一個(gè)進(jìn)程沒(méi)有關(guān)系，所有進(jìn)程通過(guò)系統(tǒng)調(diào)用進(jìn)入到內(nèi)核之后，看到的虛擬地址空間都是一樣的。
這里強(qiáng)調(diào)一下，千萬(wàn)別以為到了內(nèi)核里面，咱們就會(huì)直接使用物理內(nèi)存地址了，想當(dāng)然地認(rèn)為下面討論的都是物理內(nèi)存地址，不是的，這里討論的還是虛擬內(nèi)存地址，但是由于內(nèi)核總是涉及管理物理內(nèi)存，因而總是隱隱約約發(fā)生關(guān)系，所以這里必須思路清晰，分清楚物理內(nèi)存地址和虛擬內(nèi)存地址。
在內(nèi)核態(tài)，32 位和 64 位的布局差別比較大，主要是因?yàn)?32 位內(nèi)核態(tài)空間太小了。
我們來(lái)看 32 位的內(nèi)核態(tài)的布局。
32 位的內(nèi)核態(tài)虛擬地址空間一共就 1G，占絕大部分的前 896M，我們稱(chēng)為直接映射區(qū)。
所謂的直接映射區(qū)，就是這一塊空間是連續(xù)的，和物理內(nèi)存是非常簡(jiǎn)單的映射關(guān)系，其實(shí)就是虛擬內(nèi)存地址減去 3G，就得到物理內(nèi)存的位置。
在內(nèi)核里面，有兩個(gè)宏：
__pa(vaddr) 返回與虛擬地址 vaddr 相關(guān)的物理地址；
__va(paddr) 則計(jì)算出對(duì)應(yīng)于物理地址 paddr 的虛擬地址。
#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))
#define __pa(x) __phys_addr((unsigned long)(x))
#define __phys_addr(x) __phys_addr_nodebug(x)
#define __phys_addr_nodebug(x) ((x) - PAGE_OFFSET)但是你要注意，這里虛擬地址和物理地址發(fā)生了關(guān)聯(lián)關(guān)系，在物理內(nèi)存的開(kāi)始的 896M 的空間，會(huì)被直接映射到 3G 至 3G+896M 的虛擬地址，這樣容易給你一種感覺(jué)，是這些內(nèi)存訪(fǎng)問(wèn)起來(lái)和物理內(nèi)存差不多，別這樣想，在大部分情況下，對(duì)于這一段內(nèi)存的訪(fǎng)問(wèn)，在內(nèi)核中，還是會(huì)使用虛擬地址的，并且將來(lái)也會(huì)為這一段空間建設(shè)頁(yè)表，對(duì)這段地址的訪(fǎng)問(wèn)也會(huì)走上一節(jié)我們講的分頁(yè)地址的流程，只不過(guò)頁(yè)表里面比較簡(jiǎn)單，是直接的一一對(duì)應(yīng)而已。
這 896M 還需要仔細(xì)分解。在系統(tǒng)啟動(dòng)的時(shí)候，物理內(nèi)存的前 1M 已經(jīng)被占用了，從 1M 開(kāi)始加載內(nèi)核代碼段，然后就是內(nèi)核的全局變量、BSS 等，也是 ELF 里面涵蓋的。這樣內(nèi)核的代碼段，全局變量，BSS 也就會(huì)被映射到 3G 后的虛擬地址空間里面。具體的物理內(nèi)存布局可以查看 /proc/iomem。
在內(nèi)核運(yùn)行的過(guò)程中，如果碰到系統(tǒng)調(diào)用創(chuàng)建進(jìn)程，會(huì)創(chuàng)建 task_struct 這樣的實(shí)例，內(nèi)核的進(jìn)程管理代碼會(huì)將實(shí)例創(chuàng)建在 3G 至 3G+896M 的虛擬空間中，當(dāng)然也會(huì)被放在物理內(nèi)存里面的前 896M 里面，相應(yīng)的頁(yè)表也會(huì)被創(chuàng)建。
在內(nèi)核運(yùn)行的過(guò)程中，會(huì)涉及內(nèi)核棧的分配，內(nèi)核的進(jìn)程管理的代碼會(huì)將內(nèi)核棧創(chuàng)建在 3G 至 3G+896M 的虛擬空間中，當(dāng)然也就會(huì)被放在物理內(nèi)存里面的前 896M 里面，相應(yīng)的頁(yè)表也會(huì)被創(chuàng)建。
896M 這個(gè)值在內(nèi)核中被定義為 high_memory，在此之上常稱(chēng)為“高端內(nèi)存”。這是個(gè)很籠統(tǒng)的說(shuō)法，到底是虛擬內(nèi)存的 3G+896M 以上的是高端內(nèi)存，還是物理內(nèi)存 896M 以上的是高端內(nèi)存呢？
這里仍然需要辨析一下，高端內(nèi)存是物理內(nèi)存的概念。它僅僅是內(nèi)核中的內(nèi)存管理模塊看待物理內(nèi)存的時(shí)候的概念。前面我們也說(shuō)過(guò)，在內(nèi)核中，除了內(nèi)存管理模塊直接操作物理地址之外，內(nèi)核的其他模塊，仍然要操作虛擬地址，而虛擬地址是需要內(nèi)存管理模塊分配和映射好的。
假設(shè)咱們的電腦有 2G 內(nèi)存，現(xiàn)在如果內(nèi)核的其他模塊想要訪(fǎng)問(wèn)物理內(nèi)存 1.5G 的地方，應(yīng)該怎么辦呢？如果你覺(jué)得，我有 32 位的總線(xiàn)，訪(fǎng)問(wèn)個(gè) 2G 還不小菜一碟，這就錯(cuò)了。
首先，你不能使用物理地址。你需要使用內(nèi)存管理模塊給你分配的虛擬地址，但是虛擬地址的 0 到 3G 已經(jīng)被用戶(hù)態(tài)進(jìn)程占用去了，你作為內(nèi)核不能使用。因?yàn)槟銓?xiě) 1.5G 的虛擬內(nèi)存位置，一方面你不知道應(yīng)該根據(jù)哪個(gè)進(jìn)程的頁(yè)表進(jìn)行映射；另一方面，就算映射了也不是你真正想訪(fǎng)問(wèn)的物理內(nèi)存的地方，所以你發(fā)現(xiàn)你作為內(nèi)核，能夠使用的虛擬內(nèi)存地址，只剩下 1G 減去 896M 的空間了。
于是，我們可以將剩下的虛擬內(nèi)存地址分成下面這幾個(gè)部分。
在 896M 到 VMALLOC_START 之間有 8M 的空間。
VMALLOC_START 到 VMALLOC_END 之間稱(chēng)為內(nèi)核動(dòng)態(tài)映射空間，也即內(nèi)核想像用戶(hù)態(tài)進(jìn)程一樣 malloc 申請(qǐng)內(nèi)存，在內(nèi)核里面可以使用 vmalloc。假設(shè)物理內(nèi)存里面，896M 到 1.5G 之間已經(jīng)被用戶(hù)態(tài)進(jìn)程占用了，并且映射關(guān)系放在了進(jìn)程的頁(yè)表中，內(nèi)核 vmalloc 的時(shí)候，只能從分配物理內(nèi)存 1.5G 開(kāi)始，就需要使用這一段的虛擬地址進(jìn)行映射，映射關(guān)系放在專(zhuān)門(mén)給內(nèi)核自己用的頁(yè)表里面。
PKMAP_BASE 到 FIXADDR_START 的空間稱(chēng)為持久內(nèi)核映射。使用 alloc_pages() 函數(shù)的時(shí)候，在物理內(nèi)存的高端內(nèi)存得到 struct page 結(jié)構(gòu)，可以調(diào)用 kmap 將其在映射到這個(gè)區(qū)域。
FIXADDR_START 到 FIXADDR_TOP(0xFFFF F000) 的空間，稱(chēng)為固定映射區(qū)域，主要用于滿(mǎn)足特殊需求。
在最后一個(gè)區(qū)域可以通過(guò) kmap_atomic 實(shí)現(xiàn)臨時(shí)內(nèi)核映射。假設(shè)用戶(hù)態(tài)的進(jìn)程要映射一個(gè)文件到內(nèi)存中，先要映射用戶(hù)態(tài)進(jìn)程空間的一段虛擬地址到物理內(nèi)存，然后將文件內(nèi)容寫(xiě)入這個(gè)物理內(nèi)存供用戶(hù)態(tài)進(jìn)程訪(fǎng)問(wèn)。給用戶(hù)態(tài)進(jìn)程分配物理內(nèi)存頁(yè)可以通過(guò) alloc_pages()，分配完畢后，按說(shuō)將用戶(hù)態(tài)進(jìn)程虛擬地址和物理內(nèi)存的映射關(guān)系放在用戶(hù)態(tài)進(jìn)程的頁(yè)表中，就完事大吉了。這個(gè)時(shí)候，用戶(hù)態(tài)進(jìn)程可以通過(guò)用戶(hù)態(tài)的虛擬地址，也即 0 至 3G 的部分，經(jīng)過(guò)頁(yè)表映射后訪(fǎng)問(wèn)物理內(nèi)存，并不需要內(nèi)核態(tài)的虛擬地址里面也劃出一塊來(lái)，映射到這個(gè)物理內(nèi)存頁(yè)。但是如果要把文件內(nèi)容寫(xiě)入物理內(nèi)存，這件事情要內(nèi)核來(lái)干了，這就只好通過(guò) kmap_atomic 做一個(gè)臨時(shí)映射，寫(xiě)入物理內(nèi)存完畢后，再 kunmap_atomic 來(lái)解映射即可。
32 位的內(nèi)核態(tài)布局我們看完了，接下來(lái)我們?cè)賮?lái)看 64 位的內(nèi)核布局。
其實(shí) 64 位的內(nèi)核布局反而簡(jiǎn)單，因?yàn)樘摂M空間實(shí)在是太大了，根本不需要所謂的高端內(nèi)存，因?yàn)閮?nèi)核是 128T，根本不可能有物理內(nèi)存超過(guò)這個(gè)值。
64 位的內(nèi)存布局如圖所示。
64 位的內(nèi)核主要包含以下幾個(gè)部分。
從 0xffff800000000000 開(kāi)始就是內(nèi)核的部分，只不過(guò)一開(kāi)始有 8T 的空檔區(qū)域。
從 __PAGE_OFFSET_BASE(0xffff880000000000) 開(kāi)始的 64T 的虛擬地址空間是直接映射區(qū)域，也就是減去 PAGE_OFFSET 就是物理地址。虛擬地址和物理地址之間的映射在大部分情況下還是會(huì)通過(guò)建立頁(yè)表的方式進(jìn)行映射。
從 VMALLOC_START（0xffffc90000000000）開(kāi)始到 VMALLOC_END（0xffffe90000000000）的 32T 的空間是給 vmalloc 的。
從 VMEMMAP_START（0xffffea0000000000）開(kāi)始的 1T 空間用于存放物理頁(yè)面的描述結(jié)構(gòu) struct page 的。
從 __START_KERNEL_map（0xffffffff80000000）開(kāi)始的 512M 用于存放內(nèi)核代碼段、全局變量、BSS 等。這里對(duì)應(yīng)到物理內(nèi)存開(kāi)始的位置，減去 __START_KERNEL_map 就能得到物理內(nèi)存的地址。這里和直接映射區(qū)有點(diǎn)像，但是不矛盾，因?yàn)橹苯佑成鋮^(qū)之前有 8T 的空當(dāng)區(qū)域，早就過(guò)了內(nèi)核代碼在物理內(nèi)存中加載的位置。
到這里內(nèi)核中虛擬空間的布局就介紹完了。
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