Linux 操作系統和驅動程序運行在內核空間，應用程序運行在用戶空間，兩者不能簡單地使用指針傳遞數據，因為Linux使用的虛擬內存機制，用戶空間的數據可能被換出，當內核空間使用用戶空間指針時，對應的數據可能不在內存中。

Linux內核地址映射模型

x86 CPU采用了段頁式地址映射模型。進程代碼中的地址為邏輯地址，經過段頁式地址映射后，才真正訪問物理內存。

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段頁式機制如下圖。

linux內核地址空間劃分

通常32位Linux內核地址空間劃分0~3G為用戶空間，3~4G為內核空間。注意這里是32位內核地址空間劃分，64位內核地址空間劃分是不同的。

Linux內核高端內存的由來

當內核模塊代碼或線程訪問內存時，代碼中的內存地址都為邏輯地址，而對應到真正的物理內存地址，需要地址一對一的映射，如邏輯地址0xc0000003對應的物理地址為0&TImes;3，0xc0000004對應的物理地址為0&TImes;4，… …，邏輯地址與物理地址對應的關系為

物理地址 = 邏輯地址 – 0xC0000000

假設按照上述簡單的地址映射關系，那么內核邏輯地址空間訪問為0xc0000000 ~ 0xffffffff，那么對應的物理內存范圍就為0&TImes;0 ~ 0&TImes;40000000，即只能訪問1G物理內存。若機器中安裝8G物理內存，那么內核就只能訪問前1G物理內存，后面7G物理內存將會無法訪問，因為內核 的地址空間已經全部映射到物理內存地址范圍0×0 ~ 0×40000000。即使安裝了8G物理內存，那么物理地址為0×40000001的內存，內核該怎么去訪問呢？代碼中必須要有內存邏輯地址 的，0xc0000000 ~ 0xffffffff的地址空間已經被用完了，所以無法訪問物理地址0×40000000以后的內存。

顯 然不能將內核地址空間0xc0000000 ~ 0xfffffff全部用來簡單的地址映射。因此x86架構中將內核地址空間劃分三部分：ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和 ZONE_HIGHMEM。ZONE_HIGHMEM即為高端內存，這就是內存高端內存概念的由來。

在x86結構中，三種類型的區域如下：

ZONE_DMA        內存開始的16MB

ZONE_NORMAL       16MB~896MB

ZONE_HIGHMEM       896MB ~ 結束

Linux內核高端內存的理解

前面我們解釋了高端內存的由來。 Linux將內核地址空間劃分為三部分ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM，高端內存HIGH_MEM地址空間范圍為 0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF（896MB～1024MB）。那么如內核是如何借助128MB高端內存地址空間是如何實現訪問可以所有物理內存？

當內核想訪問高于896MB物理地址內存時，從0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF地址空間范圍內找一段相應大小空閑的邏輯地址空間，借用一會。借用這段邏輯地址空間，建立映射到想訪問的那段物理內存（即填充內核PTE頁面表），臨時用一會，用完后歸還。這樣別人也可以借用這段地址空間訪問其他物理內存，實現了使用有限的地址空間，訪問所有所有物理內存。如下圖。

例 如內核想訪問2G開始的一段大小為1MB的物理內存，即物理地址范圍為0×80000000 ~ 0x800FFFFF。訪問之前先找到一段1MB大小的空閑地址空間，假設找到的空閑地址空間為0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF，用這1MB的邏輯地址空間映射到物理地址空間0×80000000 ~ 0x800FFFFF的內存。映射關系如下：

當內核訪問完0×80000000 ~ 0x800FFFFF物理內存后，就將0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF內核線性空間釋放。這樣其他進程或代碼也可以使用0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF這段地址訪問其他物理內存。

從上面的描述，我們可以知道高端內存的最基本思想：借一段地址空間，建立臨時地址映射，用完后釋放，達到這段地址空間可以循環使用，訪問所有物理內存。

看到這里，不禁有人會問：萬一有內核進程或模塊一直占用某段邏輯地址空間不釋放，怎么辦？若真的出現的這種情況，則內核的高端內存地址空間越來越緊張，若都被占用不釋放，則沒有建立映射到物理內存都無法訪問了。

在 香港尖沙咀有些寫字樓，洗手間很少且有門鎖的。客戶要去洗手間的話，可以向前臺拿鑰匙，方便完后，把鑰匙歸還到前臺。這樣雖然只有一個洗 手間，但可以滿足所有客戶去洗手間的需求。要是某個客戶一直占用洗手間、鑰匙不歸還，那么其他客戶都無法上洗手間了。Linux內核高端內存管理的思想類似。

Linux內核高端內存的劃分

內核將高端內存劃分為3部分：VMALLOC_START~VMALLOC_END、KMAP_BASE~FIXADDR_START和FIXADDR_START~4G。

對 于高端內存，可以通過 alloc_page() 或者其它函數獲得對應的 page，但是要想訪問實際物理內存，還得把 page 轉為線性地址才行（為什么？想想 MMU 是如何訪問物理內存的），也就是說，我們需要為高端內存對應的 page 找一個線性空間，這個過程稱為高端內存映射。

對應高端內存的3部分，高端內存映射有三種方式：映射到”內核動態映射空間”（noncontiguous memory allocation）

這種方式很簡單，因為通過 vmalloc() ，在”內核動態映射空間”申請內存的時候，就可能從高端內存獲得頁面（參看 vmalloc 的實現），因此說高端內存有可能映射到”內核動態映射空間”中。

持久內核映射（permanent kernel mapping）

如果是通過 alloc_page() 獲得了高端內存對應的 page，如何給它找個線性空間？

內核專門為此留出一塊線性空間，從 PKMAP_BASE 到 FIXADDR_START ，用于映射高端內存。在 2.6內核上，這個地址范圍是 4G-8M 到 4G-4M 之間。這個空間起叫”內核永久映射空間”或者”永久內核映射空間”。這個空間和其它空間使用同樣的頁目錄表，對于內核來說，就是 swapper_pg_dir，對普通進程來說，通過 CR3 寄存器指向。通常情況下，這個空間是 4M 大小，因此僅僅需要一個頁表即可，內核通過來 pkmap_page_table 尋找這個頁表。通過 kmap()，可以把一個 page 映射到這個空間來。由于這個空間是 4M 大小，最多能同時映射 1024 個 page。因此，對于不使用的的 page，及應該時從這個空間釋放掉（也就是解除映射關系），通過 kunmap() ，可以把一個 page 對應的線性地址從這個空間釋放出來。

臨時映射（temporary kernel mapping）內核在 FIXADDR_START 到 FIXADDR_TOP 之間保留了一些線性空間用于特殊需求。這個空間稱為”固定映射空間”在這個空間中，有一部分用于高端內存的臨時映射。

這塊空間具有如下特點：（1）每個 CPU 占用一塊空間（2）在每個 CPU 占用的那塊空間中，又分為多個小空間，每個小空間大小是 1 個 page，每個小空間用于一個目的，這些目的定義在 kmap_types.h 中的 km_type 中。

當要進行一次臨時映射的時候，需要指定映射的目的，根據映射目的，可以找到對應的小空間，然后把這個空間的地址作為映射地址。這意味著一次臨時映射會導致以前的映射被覆蓋。通過 kmap_atomic() 可實現臨時映射。

常見問題：

1、用戶空間（進程）是否有高端內存概念？

用戶進程沒有高端內存概念。只有在內核空間才存在高端內存。用戶進程最多只可以訪問3G物理內存，而內核進程可以訪問所有物理內存。

2、64位內核中有高端內存嗎？

目前現實中，64位Linux內核不存在高端內存，因為64位內核可以支持超過512GB內存。若機器安裝的物理內存超過內核地址空間范圍，就會存在高端內存。

3、用戶進程能訪問多少物理內存？內核代碼能訪問多少物理內存？

32位系統用戶進程最大可以訪問3GB，內核代碼可以訪問所有物理內存。

64位系統用戶進程最大可以訪問超過512GB，內核代碼可以訪問所有物理內存。

4、高端內存和物理地址、邏輯地址、線性地址的關系？

高端內存只和邏輯地址有關系，和邏輯地址、物理地址沒有直接關系。

5、為什么不把所有的地址空間都分配給內核？

若把所有地址空間都給內存，那么用戶進程怎么使用內存？怎么保證內核使用內存和用戶進程不起沖突？

（1）讓我們忽略Linux對段式內存映射的支持。 在保護模式下，我們知道無論CPU運行于用戶態還是核心態，CPU執行程序所訪問的地址都是虛擬地址，MMU 必須通過讀取控制寄存器CR3中的值作為當前頁面目錄的指針，進而根據分頁內存映射機制（參看相關文檔）將該虛擬地址轉換為真正的物理地址才能讓CPU真 正的訪問到物理地址。

（2）對于32位的Linux，其每一個進程都有4G的尋址空間，但當一個進程訪問其虛擬內存空間中的某個地址時又是怎樣實現不與其它進程的虛擬空間混淆 的呢？每個進程都有其自身的頁面目錄PGD，Linux將該目錄的指針存放在與進程對應的內存結構task_struct.(struct mm_struct)mm->pgd中。每當一個進程被調度（schedule()）即將進入運行態時，Linux內核都要用該進程的PGD指針設 置CR3（switch_mm()）。

（3）當創建一個新的進程時，都要為新進程創建一個新的頁面目錄PGD，并從內核的頁面目錄swapper_pg_dir中復制內核區間頁面目錄項至新建進程頁面目錄PGD的相應位置，具體過程如下：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))這樣一來，每個進程的頁面目錄就分成了兩部分，第一部分為“用戶空間”，用來映射其整個進程空間（0x0000 0000－0xBFFF FFFF）即3G字節的虛擬地址；第二部分為“系統空間”，用來映射（0xC000 0000－0xFFFF FFFF）1G字節的虛擬地址。可以看出Linux系統中每個進程的頁面目錄的第二部分是相同的，所以從進程的角度來看，每個進程有4G字節的虛擬空間， 較低的3G字節是自己的用戶空間，最高的1G字節則為與所有進程以及內核共享的系統空間。

（4）現在假設我們有如下一個情景：在進程A中通過系統調用sethostname(const char *name,seze_t len)設置計算機在網絡中的“主機名”.在該情景中我們勢必涉及到從用戶空間向內核空間傳遞數據的問題，name是用戶空間中的地址，它要通過系統調用設置到內核中的某個地址中。讓我們看看這個 過程中的一些細節問題：系統調用的具體實現是將系統調用的參數依次存入寄存器ebx,ecx,edx,esi,edi（最多5個參數，該情景有兩個 name和len），接著將系統調用號存入寄存器eax，然后通過中斷指令“int 80”使進程A進入系統空間。由于進程的CPU運行級別小于等于為系統調用設置的陷阱門的準入級別3，所以可以暢通無阻的進入系統空間去執行為int 80設置的函數指針system_call()。由于system_call()屬于內核空間，其運行級別DPL為0，CPU要將堆棧切換到內核堆棧，即 進程A的系統空間堆棧。我們知道內核為新建進程創建task_struct結構時，共分配了兩個連續的頁面，即8K的大小，并將底部約1k的大小用于 task_struct（如#define alloc_task_struct() ((struct task_struct *) __get_free_pages(GFP_KERNEL,1))）,而其余部分內存用于系統空間的堆棧空間，即當從用戶空間轉入系統空間時，堆棧指針 esp變成了（alloc_task_struct()+8192），這也是為什么系統空間通常用宏定義current（參看其實現）獲取當前進程的 task_struct地址的原因。每次在進程從用戶空間進入系統空間之初，系統堆棧就已經被依次壓入用戶堆棧SS、用戶堆棧指針ESP、EFLAGS、 用戶空間CS、EIP，接著system_call()將eax壓入，再接著調用SAVE_ALL依次壓入ES、DS、EAX、EBP、EDI、ESI、 EDX、ECX、EBX，然后調用sys_call_table+4*%EAX，本情景為sys_sethostname()。

（5）在sys_sethostname()中，經過一些保護考慮后，調用copy_from_user(to,from,n），其中to指向內核空間 system_utsname.nodename，譬如0xE625A000，from指向用戶空間譬如0x8010FE00。現在進程A進入了內核，在 系統空間中運行，MMU根據其PGD將虛擬地址完成到物理地址的映射，最終完成從用戶空間到系統空間數據的復制。準備復制之前內核先要確定用戶空間地址和 長度的合法性，至于從該用戶空間地址開始的某個長度的整個區間是否已經映射并不去檢查，如果區間內某個地址未映射或讀寫權限等問題出現時，則視為壞地址， 就產生一個頁面異常，讓頁面異常服務程序處理。過程如 下：copy_from_user()->generic_copy_from_user()->access_ok()+__copy_user_zeroing().

（6）小結：*進程尋址空間0~4G  *進程在用戶態只能訪問0~3G，只有進入內核態才能訪問3G~4G  *進程通過系統調用進入內核態*每個進程虛擬空間的3G~4G部分是相同的  *進程從用戶態進入內核態不會引起CR3的改變但會引起堆棧的改變Linux 簡化了分段機制，使得虛擬地址與線性地址總是一致，因此，Linux的虛擬地址空間也為0～4G。Linux內核將這4G字節的空間分為兩部分。將最高的 1G字節（從虛擬地址0xC0000000到0xFFFFFFFF），供內核使用，稱為“內核空間”。而將較低的3G字節（從虛擬地址 0x00000000到0xBFFFFFFF），供各個進程使用，稱為“用戶空間）。因為每個進程可以通過系統調用進入內核，因此，Linux內核由系統 內的所有進程共享。于是，從具體進程的角度來看，每個進程可以擁有4G字節的虛擬空間。    Linux使用兩級保護機制：0級供內核使用，3級供用戶程序使用。從圖中可以看出（這里無法表示圖），每個進程有各自的私有用戶空間（0～3G），這個空間對系統中的其他進程是不可見的。最高的1GB字節虛擬內核空間則為所有進程以及內核所共享。

1．虛擬內核空間到物理空間的映射

內核空間中存放的是內核代碼和數據，而進程的用戶空間中存放的是用戶程序的代碼和數據。不管是內核空間還是用戶空間，它們都處于虛擬空間中。讀者會問，系 統啟動時，內核的代碼和數據不是被裝入到物理內存嗎？它們為什么也處于虛擬內存中呢？這和編譯程序有關，后面我們通過具體討論就會明白這一點。

雖 然內核空間占據了每個虛擬空間中的最高1GB字節，但映射到物理內存卻總是從最低地址（0x00000000）開始。對內核空間來說，其地址映射是很簡單 的線性映射，0xC0000000就是物理地址與線性地址之間的位移量，在Linux代碼中就叫做PAGE_OFFSET。

我們來看一下在include/asm/i386/page.h中對內核空間中地址映射的說明及定義：/** 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))源 代碼的注釋中說明，如果你的物理內存大于950MB，那么在編譯內核時就需要加CONFIG_HIGHMEM4G和CONFIG_HIGHMEM64G選 項，這種情況我們暫不考慮。如果物理內存小于950MB，則對于內核空間而言，給定一個虛地址x，其物理地址為“x- PAGE_OFFSET”，給定一個物理地址x，其虛地址為“x+ PAGE_OFFSET”。

這里再次說明，宏__pa()僅僅把一個內核空間的虛地址映射到物理地址，而決不適用于用戶空間，用戶空間的地址映射要復雜得多。

2．內核映像

在下面的描述中，我們把內核的代碼和數據就叫內核映像（kernel image）。當系統啟動時，Linux內核映像被安裝在物理地址0x00100000開始的地方，即1MB開始的區間(第1M留作它用)。然而，在正常 運行時， 整個內核映像應該在虛擬內核空間中，因此，連接程序在連接內核映像時，在所有的符號地址上加一個偏移量PAGE_OFFSET，這樣，內核映像在內核空間 的起始地址就為0xC0100000。

例如，進程的頁目錄PGD（屬于內核數據結構）就處于內核空間中。在進程切換時，要將寄存器CR3設置成指 向新進程的頁目錄PGD，而該目錄的起始地址在內核空間中是虛地址，但CR3所需要的是物理地址，這時候就要用__pa()進行地址轉換。在 mm_context.h中就有這么一行語句：asm volatile(“movl %0,%%cr3”: :”r” (__pa(next->pgd));

這是一行嵌入式匯編代碼，其含義是將下一個進程的頁目錄起始地址next_pgd，通過__pa()轉換成物理地址，存放在某個寄存器中，然后用mov指令將其寫入CR3寄存器中。經過這行語句的處理，CR3就指向新進程next的頁目錄表PGD了。