Question

从表面上看，这似乎是一个愚蠢的问题。有些耐心请.. :-) 我将这个qs分为两部分：

第1部分： 我完全理解平台RAM映射到内核段;特别是在64位系统上，这将运作良好。因此，每个内核虚拟地址实际上只是物理内存（DRAM）的偏移量。

另外，我的理解是，由于Linux是一个现代虚拟内存操作系统，（几乎所有）所有地址都被视为虚拟地址，必须通过硬件“转发” - TLB / MMU - at运行时，然后由TLB / MMU通过内核分页表进行转换。同样，易于理解用户模式流程。

但是，内核虚拟地址怎么样？为了提高效率，直接映射这些并不简单（并且身份映射确实是从PAGE_OFFSET开始设置的）。但是，在运行时，内核虚拟地址必须通过TLB / MMU进行转换并正确转换???实际情况如此吗？或者内核虚拟地址转换只是一个偏移计算？（但是怎么可能，因为我们必须通过硬件TLB / MMU？）。举个简单的例子，我们考虑一下：

char *kptr = kmalloc(1024, GFP_KERNEL);

现在kptr是一个内核虚拟地址。我知道virt_to_phys（）可以执行偏移计算并返回物理DRAM地址。但是，这里是实际问题：它不能通过软件以这种方式完成 - 这可能会很慢！所以，回到我之前的观点：它必须通过硬件（TLB / MMU）进行翻译。 实际上是这样的吗？

第2部分： 好吧，让我们说是这种情况，我们确实在内核中使用分页来做到这一点，我们当然必须设置内核分页表;据我所知，它的根源是swapper_pg_dir。

（我也明白，与kmalloc（）不同的是，vmalloc（）是一种特殊情况 - 它是一个纯虚拟区域，仅在页面错误时才被物理帧支持。）

如果（在第1部分中）我们得出结论内核虚拟地址转换是通过内核分页表完成的，那么内核分页表（swapper_pg_dir）如何“附加”或“映射”到用户模式进程？？这应该发生在上下文切换代码中？怎么样？在哪里？

EG。在x86_64上，2个进程A和B是活动的，1个cpu。 A正在运行，所以它是更高规范的地址 0xFFFF8000 00000000 through 0xFFFFFFFF FFFFFFFF“映射”到内核段，它是较低规范的地址 0x0 through 0x00007FFF FFFFFFFF映射到它的私有用户空间。

现在，如果我们上下文切换A-> B，则进程B的低规范区域是唯一的但是它当然必须“映射”到同一个内核！这究竟是怎么发生的？我们如何“自动”引用内核分页表在内核模式？或者这是一个错误的陈述？

感谢您的耐心，非常感谢您深思熟虑的答案！

Answer 1

首先是一些背景知识。

这个区域之间存在很多潜在的差异建筑，但原始海报表明他主要是对x86和ARM感兴趣，它们具有以下几个特征：

虚拟地址空间没有硬件段或类似的分区（当Linux使用时）
硬件页面表行走
多页尺寸
物理标记的缓存（至少在现代ARM上）

因此，如果我们将自己限制在那些系统中，它会让事情变得更简单。

启用MMU后，它永远不会被关闭。所以所有的CPU 地址是虚拟的，并将被转换为物理地址使用MMU。 MMU将首先在中查找虚拟地址 TLB，只有它没有在TLB中找到它才会引用它页表 - TLB是页表的缓存 - 所以我们可以忽略TLB进行讨论。

页面表描述整个虚拟32或64位地址空间，并包括信息如：

虚拟地址是否有效
处理器必须处于哪种模式才能使其有效
内存映射硬件寄存器等特殊属性
和要使用的物理地址

Linux将虚拟地址空间分为两部分：下部是用于用户进程，并且存在不同的虚拟到物理映射每个进程。上部用于内核，即使在不同用户之间切换，映射也是一样的流程。这样可以保持简单，因为地址是明确的用户或内核空间，页面表不需要更改时进入或离开内核，内核可以简单地取消引用指向用户空间的指针当前用户进程。通常在32位处理器上，拆分为3G user / 1G内核，虽然这可能会有所不同。内核部分的页面仅当处理器时，地址空间的标记才会被标记为可访问处于内核模式以防止用户进程可以访问它们。内核地址空间的一部分，它被标识映射到RAM （核心逻辑地址）将尽可能使用大页面进行映射，这可能允许页表更小但更重要的是减少TLB未命中数。

当内核启动时，它会为自己创建一个页面表（swapper_pg_dir），它只描述了内核部分虚拟地址空间，没有映射的用户部分地址空间。然后每次为用户进程创建一个新页面将为该过程生成表，即描述的部分内核内存在每个页表中都是相同的。这可能是通过复制swapper_pg_dir的所有相关部分完成，但是因为页表通常是树结构，内核是经常能够移植树的描述的部分内核地址空间从swapper_pg_dir到每个页面表用户进程只需复制上层的几个条目页表结构。并且在记忆中更有效率（并且可能缓存）使用，可以更容易地保持映射的一致性。这个是内核和用户虚拟之间分裂的原因之一地址空间只能出现在某些地址上。

要了解如何针对特定体系结构执行此操作，请查看 pgd_alloc()的实施。例如ARM （arch/arm/mm/pgd.c）使用：

pgd_t *pgd_alloc(struct mm_struct *mm)
{
    ...
    init_pgd = pgd_offset_k(0);
    memcpy(new_pgd + USER_PTRS_PER_PGD, init_pgd + USER_PTRS_PER_PGD,
               (PTRS_PER_PGD - USER_PTRS_PER_PGD) * sizeof(pgd_t));
    ...
}

或 x86（arch/x86/mm/pgtable.c）pgd_alloc()来电pgd_ctor()：

static void pgd_ctor(struct mm_struct *mm, pgd_t *pgd)
{
    /* If the pgd points to a shared pagetable level (either the
       ptes in non-PAE, or shared PMD in PAE), then just copy the
       references from swapper_pg_dir. */
        ...
        clone_pgd_range(pgd + KERNEL_PGD_BOUNDARY,
                swapper_pg_dir + KERNEL_PGD_BOUNDARY,
                KERNEL_PGD_PTRS);
    ...
}

所以，回到最初的问题：

第1部分：内核虚拟地址是否真的由TLB / MMU翻译？

是

第2部分：swapper_pg_dir＆＃34;如何附加＆＃34;到用户模式过程。

所有页面表（无论是swapper_pg_dir还是用户进程的表）对于用于内核虚拟的部分具有相同的映射地址。因此，当内核上下文在用户进程之间切换时，更改当前页表，内核部分的映射地址空间保持不变。

Answer 2

内核地址空间映射到每个进程的一部分，例如在地址0xC0000000之后的3：1映射上。如果用户代码尝试访问此地址空间，则会生成页面错误，并且内核会对其进行保护。内核地址空间分为两部分，即逻辑地址空间和虚拟地址空间。它由常量VMALLOC_START定义。 CPU一直在用户空间和内核空间中使用MMU（无法打开/关闭）。内核虚拟地址空间的映射方式与用户空间映射相同。逻辑地址空间是连续的，将其转换为物理地址很简单，因此可以使用MMU故障异常按需完成。那就是内核正在尝试访问一个地址，MMU生成错误，故障处理程序使用宏__pa，__ go映射页面并在发生故障之前将CPU pc寄存器更改回上一条指令，现在一切正常。这个过程实际上是依赖于平台的，在某些硬件架构中，它的映射方式与用户相同（因为内核不会占用大量内存）。

内核虚拟地址到底是如何转换为物理RAM的？

2 个答案: