26 | 内核态内存映射：如何找到正确的会议室？
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。
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。
__INITDATANEXT_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_TABLENEXT_PAGE(level3_ident_pgt).quad level2_ident_pgt - __START_KERNEL_map + _KERNPG_TABLE.fill 511, 8, 0NEXT_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_TABLENEXT_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 5,8,0NEXT_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。
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。
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。
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。
/** 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 __meminitkernel_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。
/*** 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。
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。
/** 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。
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