解惑—Linux中的地址空間

解惑—Linux中的地址空間（一）（轉載）http://blogold.chinaunix.net/u3/94700/showart_2434805.html 有這麼一系列的問題，是否在困擾著你：使用者程式編譯串連形成的地址空間在什麼範圍內？核心編譯後地址空間在什麼範圍內？要對外設進行訪問，I/O的地址空間又是什麼樣的？
先回答第一個問題。Linux最常見的可執行檔格式為elf(Executable and Linkable Format)。在elf格式的可執行代碼中，ld總是從0x8000000開始安排程式的“程式碼片段”，對每個程式都是這樣。至於程式執行時在實體記憶體中的實際地址，則由核心為其建立記憶體映射時臨時分配，具體地址取決於當時所分配的實體記憶體頁面。
我們可以用Linux的公用程式objdump對你的程式進行反組譯碼，從而知曉其位址範圍。
例如：假定我們有一個簡單的C程式Hello.c
  # include <stdio.h>
  greeting ( )
  {
              printf(“Hello,world!/n”);
  }
  main()
   {
         greeting();
   }
之所以把這樣簡單的程式寫成兩個函數，是為了說明指令的轉移過程。我們用gcc和ld對其進行編譯和串連，得到可執行代碼hello。然後，用Linux的公用程式objdump對其進行反組譯碼：
$objdump –d hello
得到的主要片段為：
08048568 <greeting>:
   8048568:     pushl  %ebp
   8048569:     movl  %esp, %ebp
   804856b:     pushl  $0x809404
   8048570:     call    8048474  <_init+0x84>
   8048575:     addl   $0x4, %esp
   8048578:     leave
   8048579:     ret
   804857a:     movl  %esi, %esi
   0804857c <main>:
   804857c:     pushl  %ebp
   804857d:     movl  %esp, %ebp
   804857f:     call    8048568  <greeting>
   8048584:     leave
   8048585:     ret
   8048586:     nop
   8048587:     nop

其中，像08048568這樣的地址，就是我們常說的虛地址（這個地址實實在在的存在，只不過因為物理地址的存在，顯得它是“虛”的罷了）。

.虛擬記憶體、核心空間和使用者空間

   Linux虛擬記憶體的大小為2^32（在32位的x86機器上），核心將這4G位元組的空間分為兩部分。最高的1G位元組（從虛地址0xC0000000到0xFFFFFFFF）供核心使用，稱為“核心空間”。而較低的3G位元組（從虛地址0x00000000到0xBFFFFFFF），供各個進程使用，稱為“使用者空間”。因為每個進程可以通過系統調用進入核心，因此，Linux核心空間由系統內的所有進程共用。於是，從具體進程的角度來看，每個進程可以擁有4G位元組的虛擬位址空間(也叫虛擬記憶體)。
   
    每個進程有各自的私人使用者空間（0～3G），這個空間對系統中的其他進程是不可見的。最高的1GB核心空間則為所有進程以及核心所共用。另外，進程的“使用者空間”也叫“地址空間”，在後面的敘述中，我們對這兩個術語不再區分。
使用者空間不是進程共用的，而是進程隔離的。每個進程最大都可以有3GB的使用者空間。一個進程對其中一個地址的訪問，與其它進程對於同一地址的訪問絕不衝突。比如，一個進程從其使用者空間的地址0x1234ABCD處可以讀出整數8，而另外一個進程從其使用者空間的地址0x1234ABCD處可以讀出整數20，這取決於進程自身的邏輯。
任意一個時刻，在一個CPU上只有一個進程在運行。所以對於此CPU來講，在這一時刻，整個系統只存在一個4GB的虛擬位址空間，這個虛擬位址空間是面向此進程的。當進程發生切換的時候，虛擬位址空間也隨著切換。由此可以看出，每個進程都有自己的虛擬位址空間，只有此進程啟動並執行時候，其虛擬位址空間才被運行它的CPU所知。在其它時刻，其虛擬位址空間對於CPU來說，是不可知的。所以儘管每個進程都可以有4 GB的虛擬位址空間，但在CPU眼中，只有一個虛擬位址空間存在。虛擬位址空間的變化，隨著進程切換而變化。
從上面我們知道，一個程式編譯串連後形成的地址空間是一個虛擬位址空間，但是程式最終還是要運行在實體記憶體中。因此，應用程式所給出的任何虛地址最終必須被轉化為物理地址，所以，虛擬位址空間必須被映射到實體記憶體空間中，這個映射關係需要通過硬體體繫結構所規定的資料結構來建立。這就是我們所說的段描述符表和頁表，Linux主要通過頁表來進行映射。
於是，我們得出一個結論，如果給出的頁表不同，那麼CPU將某一虛擬位址空間中的地址轉化成的物理地址就會不同。所以我們為每一個進程都建立其頁表，將每個進程的虛擬位址空間根據自己的需要映射到物理地址空間上。既然某一時刻在某一CPU上只能有一個進程在運行，那麼當進程發生切換的時候，將頁表也更換為相應進程的頁表，這就可以實現每個進程都有自己的虛擬位址空間而互不影響。所以，在任意時刻，對於一個CPU來說，只需要有當前進程的頁表，就可以實現其虛擬位址到物理地址的轉化。

.核心空間到實體記憶體的映射  

   核心空間對所有的進程都是共用的，其中存放的是核心代碼和資料，而進程的使用者空間中存放的是使用者程式的代碼和資料，不管是核心程式還是使用者程式，它們被編譯和串連以後，所形成的指令和符號地址都是虛地址（參見2.5節中的例子），而不是實體記憶體中的物理地址。
雖然核心空間佔據了每個虛擬空間中的最高1GB位元組，但映射到實體記憶體卻總是從最低地址（0x00000000）開始的，4.2所示，之所以這麼規定，是為了在核心空間與實體記憶體之間建立簡單的線性映射關係。其中，3GB（0xC0000000）就是物理地址與虛擬位址之間的位移量，在Linux代碼中就叫做PAGE_OFFSET。
                  
我們來看一下在include/asm/i386/page.h標頭檔中對核心空間中地址映射的說明及定義：

#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))
對於核心空間而言，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”。

這裡再次說明，宏__pa()僅僅把一個核心空間的虛地址映射到物理地址，而決不適用於使用者空間，使用者空間的地址映射要複雜得多，它通過分頁機制完成。

解惑-Linux核心空間（二） （轉載） 圖1  從PAGE_OFFSET開始的1GB地址空間  

先說明圖中符號的含義：
PAGE_OFFSET:0XC0000000,即3GB
high_memory:這個變數的字面含義是高端記憶體，到底什麼是高端記憶體，
[url=javascript:;]Linux[/url]
核心規定，RAM的前896為所謂的低端記憶體，而896~1GB共128MB為高端記憶體。如果你的記憶體是512M，那麼high_memory是多少？是3GB+512，也就是說，物理地址x
在原始碼中函數mem_init中，有這樣一行：
high_memory = (void *) __va(max_low_pfn * PAGE_SIZE);
其中，max_low_pfn為實體記憶體的最大頁數。
所以在圖中，PAGE_OFFSET到high_memory 之間就是所謂的實體記憶體映射。只有這一段之間，物理地址與虛地址之間是簡單的線性關係。
  還要說明的是，要在這段記憶體配置記憶體，則調用kmalloc()函數。反過來說，通過kmalloc（）分配的記憶體，其物理頁是連續的。

VMALLOC_START：非連續區的的起始地址。
VMALLOC_END：非連續區的的末尾地址
在非連續區中，實體記憶體映射的末端與第一個VMalloc之間有一個8MB的安全區，目的是為了“捕獲”對記憶體的越界訪問。處於同樣的理由，插入其他4KB的安全區來隔離非連續區。

非連續區的分配調用VMalloc（）函數。

vmalloc()與 kmalloc()都是在核心代碼中用來分配記憶體的函數，但二者有何區別？
   從前面的介紹已經看出，這兩個函數所分配的記憶體都處於核心空間，即從3GB～4GB；但位置不同，kmalloc()分配的記憶體處於 3GB～high_memory之間，這一段核心空間與實體記憶體的映射一一對應，而vmalloc()分配的記憶體在VMALLOC_START～4GB之間，這一段非連續記憶體區映射到實體記憶體也可能是非連續的。
   vmalloc()工作方式與kmalloc()類似， 其主要差別在於前者分配的物理地址無需連續，而後者確保頁在物理上是連續的（虛地址自然也是連續的）。
儘管僅僅在某些情況下才需要物理上連續的記憶體塊，但是，很多核心代碼都調用kmalloc()，而不是用vmalloc()獲得記憶體。這主要是出於效能的考慮。vmalloc()函數為了把物理上不連續的頁面轉換為虛擬位址空間上連續的頁，必須專門建立頁表項。還有，通過vmalloc()獲得的頁必須一個一個的進行映射（因為它們物理上不是連續的），這就會導致比直接記憶體映射大得多的緩衝區重新整理。因為這些原因，vmalloc()僅在絕對必要時才會使用 ——典型的就是為了獲得大塊記憶體時，例如，當模組被動態插入到核心中時，就把模組裝載到由vmalloc()分配的記憶體上。
vmalloc()函數用起來比較簡單：
char *buf;
buf = vmalloc（16*PAGE_SIZE）;  /*獲得16頁*/
if （!buf）
    /* 錯誤！不能分配記憶體*/
在使用完分配的記憶體之後，一定要釋放它：
vfree（buf）；