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。

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    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。

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    __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。

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    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。

    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。

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    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。

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    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。

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    /*
     * 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。

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    /**
     *	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。

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    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。

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    /*
     * 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。

    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。

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