1. はじめに

Linux オペレーティングシステムとドライバーの操作カーネル空間、アプリケーションはユーザー空間で実行されます。 両者は単純にポインタを使用してデータを転送することはできません。Linux で使用される仮想メモリメカニズムにより、ユーザー空間のデータがスワップアウトされる可能性があります。カーネル空間がユーザー空間ポインタを使用する場合、対応するデータがメモリ内にない可能性があります。ユーザー空間のメモリマッピングはセグメントページタイプを採用していますが、カーネル空間には独自のルールがあります。この記事は、カーネル空間のアドレスマッピングを調査することを目的としています。
os は、独立した連続した仮想アドレスメモリ空間を各プロセスに割り当てます。そのサイズは通常 4G (32 ビットオペレーティングシステム、つまり 2 の 32 乗) であり、上位アドレス値はメモリ空間は OS に割り当てられ、Linux OS は 1G、Windows OS は 2G を占有し、残りのメモリアドレス空間はプロセスに割り当てられます。
通常、32 ビット Linux カーネルの仮想アドレス空間は、ユーザー空間として 0 ～ 3G、カーネル空間として 3 ～ 4G に分割されます (カーネルが使用できるリニアアドレスは 1G のみであることに注意してください)。これは 32 ビットカーネルアドレス空間の分割であり、64 ビットカーネルアドレス空間の分割は異なることに注意してください。

プロセスアドレス空間 0~4G
プロセスはユーザー内にありますモード 0 ～ 3G のみアクセス可能、3G ～ 4G はカーネル状態に入るときのみアクセス可能
プロセスはシステムコールを通じてカーネル状態に入ります
各プロセスの仮想空間は同じです
ユーザーモードからカーネル状態に入るプロセスは CR3 に変化を引き起こしませんが、スタックに変化を引き起こします

2. Linux カーネルハイエンドメモリ

1. 起源

カーネルモジュールコードまたはスレッドがメモリにアクセスするとき、コード内のメモリアドレスはすべて論理アドレスであり、実際のアドレスに対応します。物理メモリアドレス、アドレス 1 対 1 が必要です。マッピング、たとえば、論理アドレス 0xc0000003 に対応する物理アドレスは 0x3、0xc0000004 に対応する物理アドレスは 0x4、…、論理アドレスと物理アドレスの関係は

物理アドレス = 論理アドレス – 0xC0000000 : これはカーネルのアドレス空間のアドレス変換関係です。カーネルの仮想アドレスは「ハイエンド」にあることに注意してください。ですが、ta によってマップされた物理メモリアドレスは下位になります。

0xc00000000×0##0xc0000001#0xc0000002## 0×20xc00000030×3……0xffffffff0×40000000 ??

#論理アドレス

物理メモリアドレス

0×1

0xe0000000

0×20000000

…

上記の単純なアドレスマッピング関係に従って、カーネル論理アドレス空間へのアクセスが 0xc0000000 ～ 0xffffffff であると仮定すると、対応する物理メモリ範囲は 0x0 ～ 0x40000000 になります。つまり、1G 物理メモリのみにアクセスできます。。マシンに 8G の物理メモリがインストールされている場合、カーネルは最初の 1G の物理メモリにのみアクセスでき、その後の 7G の物理メモリにはアクセスできなくなります。これは、カーネルのアドレス空間がすべて物理メモリのアドレス範囲 0x にマップされているためです。 0～0×40000000。 8G の物理メモリが搭載されている場合でも、カーネルは物理アドレス 0x40000001 のメモリにどのようにアクセスするのでしょうか?コードにはメモリの論理アドレスが必要ですが、0xc0000000 ～ 0xffffffff のアドレス空間が占有されているため、物理アドレス 0x40000000 以降のメモリにはアクセスできません。

カーネルアドレス空間 0xc0000000 ~ 0xfffffff は、単純なアドレスマッピングには使用できないことは明らかです。したがって、カーネルアドレス空間は、x86 アーキテクチャでは ZONE_DMA、ZONE_NORMAL、ZONE_HIGHMEM の 3 つの部分に分割されます。 ZONE_HIGHMEM は、ハイエンドメモリの概念の起源となるハイエンドメモリです。

x86 構造では、3 種類のゾーン (3G から計算) は次のとおりです。

ZONE_DMA メモリから始まる 16MB

ZONE_NORMAL 16MB~896MB

ZONE_HIGHMEM 896MB ~ 終了 (1G)

2. 理解する

ハイエンドメモリの起源については前に説明しました。 Linux はカーネルアドレス空間を ZONE_DMA、ZONE_NORMAL、ZONE_HIGHMEM の 3 つの部分に分割しており、ハイエンドメモリ HIGH_MEM アドレス空間の範囲は 0xF8000000 ～ 0xFFFFFFFF (896MB ～ 1024MB) です。それでは、カーネル が 128MB のハイエンドメモリアドレス空間を使用する場合、どのようにしてすべての物理メモリ にアクセスできるのでしょうか?

カーネルが 896MB を超える物理アドレスを持つメモリにアクセスしたい場合、0xF8000000 ～ 0xFFFFFFFF のアドレス空間範囲内で対応するサイズの空き論理アドレス空間を見つけ、それをしばらく借用します。この論理アドレス空間を借用して、アクセスしたい物理メモリにマップし (つまり、カーネル PTE ページテーブルに記入し)、 しばらく一時的に使用し、使用後 に返します。このようにして、他の人もこのアドレス空間を借りて他の物理メモリにアクセスすることができ、限られたアドレス空間を使用してすべての物理メモリにアクセスすることができます。以下に示すように。

たとえば、カーネルは 2G から始まる 1MB の物理メモリにアクセスしたいとします。つまり、物理アドレス範囲は 0x80000000 ~ 0x800FFFFF です。アクセスする前に、まず 1MB の空きアドレス空間を見つけます。見つかった空きアドレス空間が 0xF8700000 ～ 0xF87FFFFF であるとします。この 1MB の論理アドレス空間を使用して、物理アドレス空間 0x80000000 ～ 0x800FFFFF のメモリにマッピングします。マッピング関係は次のとおりです。

0xF87000000×800000000xF87000010x800000010xF87000020×80000002##…##0xF87FFFFF0x800FFFFF

カーネルは 0x80000000 ～ 0x800FFFFF 物理メモリにアクセスした後、0xF8700000 ～ 0xF87FFFFF カーネル線形空間を解放します。このように、他のプロセスまたはコードもアドレス 0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF を使用して他の物理メモリにアクセスできます。

上記の説明から、ハイエンドメモリ の最も基本的な概念を知ることができます。アドレス空間のセクションを借用し、一時的なアドレスマッピングを確立し、使用後に解放します。このアドレス空間はリサイクル可能であり、すべての物理メモリにアクセスします。

これを見て、カーネルプロセスまたはモジュールが特定の論理アドレス空間を占有し続け、それを解放しない場合はどうなるのか、と尋ねずにはいられない人もいるでしょう。この状況が実際に発生すると、カーネルのハイエンドメモリアドレス空間はますます逼迫し、占有されたまま解放されないと、物理メモリにマッピングされていない場合でもアクセスできなくなります。

3. 分割

カーネルは、ハイエンドメモリを VMALLOC_START~VMALLOC_END、KMAP_BASE~FIXADDR_START、FIXADDR_START~4G の 3 つの部分に分割します。

ハイエンドメモリの場合、alloc_page() またはその他の関数を通じて対応するページを取得できますが、実際の物理メモリにアクセスしたい場合は、ページをリニアに変換する必要がありますアドレスで十分です (なぜですか? MMU が物理メモリにどのようにアクセスするかを考えてください) つまり、ハイエンドメモリに対応するページのリニアスペースを見つける必要があります。このプロセスはと呼ばれますハイエンドのメモリマッピング。

ハイエンドメモリの 3 つの部分に対応します。ハイエンドメモリをマッピングするには 3 つの方法があります:
「カーネル動的マッピング空間」にマッピング (非連続メモリ割り当て)
このメソッドは非常に単純です。vmalloc() を使用すると、「カーネル動的マッピング空間」にメモリを適用するときに、ハイエンドメモリからページを取得できるため (vmalloc の実装を参照)、ハイエンドメモリが「カーネルダイナミックマッピングスペース」にマッピングされている可能性があります。

永続的なカーネルマッピング
ハイエンドメモリに対応するページが alloc_page() を通じて取得された場合、そのための線形空間を見つけるにはどうすればよいでしょうか?
カーネルは、ハイエンドメモリをマッピングするために、この目的のために、PKMAP_BASE から FIXADDR_START までの線形空間を特別に確保します。 2.6 カーネルでは、このアドレス範囲は 4G-8M と 4G-4M の間です。この空間は、「カーネル永続マッピング空間」または「永続カーネルマッピング空間」と呼ばれます。この空間は他の空間と同じページディレクトリテーブルを使用し、カーネルの場合は swapper_pg_dir、通常のプロセスの場合は CR3 レジスタによってポイントされます。通常、このスペースのサイズは 4M であるため、必要なページテーブルは 1 つだけであり、カーネルは pkmap_page_table を通じてこのページテーブルを検索します。 kmap() を通じて、ページをこのスペースにマッピングできます。このスペースのサイズは 4M であるため、最大 1024 ページを同時にマッピングできます。したがって、未使用のページは適時にこの空間から解放される（つまり、マッピング関係が解放される）必要があり、kunmap() を介して、ページに対応するリニアアドレスをこの空間から解放することができます。

一時的なカーネルマッピング
カーネルは、特別なニーズに備えて、FIXADDR_START と FIXADDR_TOP の間に線形スペースを予約します。この空間は「固定マッピング空間」と呼ばれ、その一部はハイエンドメモリの一時的なマッピングに使用されます。

この空間には次のような特徴があります:
(1) 各 CPU が占有する空間
(2) 各 CPU が占有する空間は複数の小空間に分割されており、各小空間のサイズは1 ページの小さなスペースには目的があり、その目的は kmap_types.h の km_type で定義されています。

一時的なマッピングを実行する場合、マッピングの目的を指定する必要があります。マッピングの目的に従って、対応する小さな空間が見つかり、その空間のアドレスがマッピングとして使用されます。住所。これは、一時的なマッピングにより以前のマッピングが上書きされることを意味します。一時的なマッピングは kmap_atomic() によって実現されます。