1、物理地址的页、区等概念

2、内核使用内存的函数

3、分配字节与分配页

一、区、页

前面linux下内存管理学习心得（一）也已经说了关于页的概念，在内核下面是把物理页（页框）作为分配的基本单元，内核下使用struct page结构体来表示系统中的物理页其中该结构体表示页是否被锁定在内存中，是否为脏页，该页被引用几次，同时还有页的虚拟地址等等。关键一点page结构只与物理页有关而与虚拟页无关，结构仅仅目的在于描述物理内存本身，而不是描述包含在其中物理页中的数据。

下面说明一下如何寻址到物理页：

机器语言指令中出现的内存地址，都是逻辑地址，需要转换成线性地址，再经过MMU(CPU中的内存管理单元)转换成物理地址才能够被访问到。

我们写个最简单的hello world程序，用gccs编译，再反编译后会看到以下指令：

mov    0x80495b0, %eax

这里的内存地址0x80495b0 就是一个逻辑地址，必须加上隐含的DS 数据段的基地址，才能构成线性地址。也就是说 0x80495b0 是当前任务的DS数据段内的偏移。

在x86保护模式下，段的信息（段基线性地址、长度、权限等）即段描述符占8个字节，段信息无法直接存放在段寄存器中（段寄存器只有2字节）。Intel的设计是段描述符集中存放在GDT或LDT中，而段寄存器存放的是段描述符在GDT或LDT内的索引值(index)。

Linux中逻辑地址等于线性地址。为什么这么说呢？因为Linux所有的段（用户代码段、用户数据段、内核代码段、内核数据段）的线性地址都是从 0x00000000 开始，长度4G，这样 线性地址=逻辑地址+ 0x00000000，也就是说逻辑地址等于线性地址了。

前面说了Linux中逻辑地址等于线性地址，那么线性地址怎么对应到物理地址呢？这个大家都知道，那就是通过分页机制，具体的说，就是通过页表查找来对应物理地址。

准确的说分页是CPU提供的一种机制，Linux只是根据这种机制的规则，利用它实现了内存管理。

在保护模式下，控制寄存器CR0的最高位PG位控制着分页管理机制是否生效，如果PG=1，分页机制生效，需通过页表查找才能把线性地址转换物理地址。如果PG=0，则分页机制无效，线性地址就直接做为物理地址。

分页的基本原理是把内存划分成大小固定的若干单元，每个单元称为一页（page），每页包含4k字节的地址空间（为简化分析，我们不考虑扩展分页的情况）。这样每一页的起始地址都是4k字节对齐的。为了能转换成物理地址，我们需要给CPU提供当前任务的线性地址转物理地址的查找表，即页表(page table)。注意，为了实现每个任务的平坦的虚拟内存，每个任务都有自己的页目录表和页表。

为了节约页表占用的内存空间，x86将线性地址通过页目录表和页表两级查找转换成物理地址。

32位的线性地址被分成3个部分：

最高10位 Directory 页目录表偏移量，中间10位 Table是页表偏移量，最低12位Offset是物理页内的字节偏移量。

页目录表的大小为4k（刚好是一个页的大小），包含1024项，每个项4字节（32位），项目里存储的内容就是页表的物理地址。如果页目录表中的页表尚未分配，则物理地址填0。

页表的大小也是4k，同样包含1024项，每个项4字节，内容为最终物理页的物理内存起始地址。

每个活动的任务，必须要先分配给它一个页目录表，并把页目录表的物理地址存入cr3寄存器。页表可以提前分配好，也可以在用到的时候再分配。

还是以 mov    0x80495b0, %eax 中的地址为例分析一下线性地址转物理地址的过程。

前面说到Linux中逻辑地址等于线性地址，那么我们要转换的线性地址就是0x80495b0。转换的过程是由CPU自动完成的，Linux所要做的就是准备好转换所需的页目录表和页表（假设已经准备好，给页目录表和页表分配物理内存的过程很复杂，后面再分析）。

内核先将当前任务的页目录表的物理地址填入cr3寄存器。

线性地址 0x80495b0 转换成二进制后是 0000 1000 0000 0100 1001 0101 1011 0000，最高10位0000 1000 00的十进制是32，CPU查看页目录表第32项，里面存放的是页表的物理地址。线性地址中间10位00 0100 1001 的十进制是73，页表的第73项存储的是最终物理页的物理起始地址。物理页基地址加上线性地址中最低12位的偏移量，CPU就找到了线性地址最终对应的物理内存单元。

我们知道Linux中用户进程线性地址能寻址的范围是0 － 3G，那么是不是需要提前先把这3G虚拟内存的页表都建立好呢？一般情况下，物理内存是远远小于3G的，加上同时有很多进程都在运行，根本无法给每个进程提前建立3G的线性地址页表。Linux利用CPU的一个机制解决了这个问题。进程创建后我们可以给页目录表的表项值都填0，CPU在查找页表时，如果表项的内容为0,则会引发一个缺页异常，进程暂停执行，Linux内核这时候可以通过一系列复杂的算法给分配一个物理页，并把物理页的地址填入表项中，进程再恢复执行。当然进程在这个过程中是被蒙蔽的，它自己的感觉还是正常访问到了物理内存。

但是页又可以有不同的使用方式，所以内核就引入区的概念，将页划分成为不同的区：

linux主要使用了四种区：

ZONE_DMA:这个区包含页能用来执行DMA操作。

ZONE_DMA32：和ZONE_DMA类似，不过只能被32位设备访问。

ZONE_NORMAL:这个区包含的都是能正常映射的页。

ZONE_HIGHEM：包含“高端内存”。

这样linux把系统划分为区，形成不同的内存池从而用于不同的用途。注意：区的概念只不过是内核的分配，而本身物理内存是无法这样分配的。

[page]

二、页面使用API

1、获取页：

struct page* alloc_pages(gfp_t gfp_mask,unsigned int order);

该函数分配2^order个连续的物理页，并返回一个指针指向第一个页的page结构体。

如果想得到该页的逻辑地址可以用void* page_address（struct page* page）；

或者直接申请页返回第一个页的逻辑地址：

unsigned long __get_free_pages(gfp_t gfp_mask,unsigned int order);

释放页：

void __free_pages(struct page* page,unsigned int order);

void free_pages(unsigned long addr,unsigned int order);

void free_page(unsigned long addr);

注意：释放页只能释放你自己的页。以上都用来申请页为大小的内存。如果申请以字节为大小的话需要用下面的

kmalloc（）

原型：void* kmalloc（size_t size,gfp_t flags）;这个分配时物理上时连续的。注意：我们知道分配内存的基本单元是页这里为什么是字节呢，这个需要下面的内容介绍slab。

对应的是kfree（）；

原型：void kfree（const void *ptr）；

vmalloc（）函数：

与kmalloc类似，但是vmalloc分配的虚拟地址是连续的，而物理地址则是无序的。由malloc返回的页在进程的虚拟地址空间内是连续的，但这并不能保证他们在物理RAM中也是连续的。kmalloc确保页在物理地址上时连续的虚拟地址当然也是连续的。一般硬件设备必须要是物理上时连续的。从性能上讲一般来说都是使用kmalloc因为vmalloc的话获得的页必须一个一个的映射（因为物理上不是连续的），这需要专门建立页表项。

下图是内核中内存分配图：

三、分配字节与分配页

1、kmalloc() 分配连续的物理地址，用于小内存分配。
2、__get_free_page() 分配连续的物理地址，用于整页分配。

至于为什么说以上函数分配的是连续的物理地址和返回的到底是物理地址还是虚拟地址，下面的记录会做出解释。
kmalloc() 函数本身是基于 slab 实现的。slab 是为分配小内存提供的一种高效机制。但 slab 这种分配机制又不是独立的，它本身也是在页分配器的基础上来划分更细粒度的内存供调用者使用。也就是说系统先用页分配器分配以页为最小单位的连续物理地址，然后 kmalloc() 再在这上面根据调用者的需要进行切分。
关于以上论述，我们可以查看 kmalloc() 的实现，kmalloc()函数的实现是在 __do_kmalloc() 中，可以看到在 __do_kmalloc()代码里最终调用了 __cache_alloc() 来分配一个 slab，其实
kmem_cache_alloc() 等函数的实现也是调用了这个函数来分配新的 slab。我们按照 __cache_alloc()函数的调用路径一直跟踪下去会发现在 cache_grow() 函数中使用了 kmem_getpages()函数来分配一个物理页面，kmem_getpages() 函数中调用的alloc_pages_node() 最终是使用 __alloc_pages() 来返回一个struct page 结构，而这个结构正是系统用来描述物理页面的。这样也就证实了上面所说的，slab 是在物理页面基础上实现的。kmalloc() 分配的是物理地址。
__get_free_page() 是页面分配器提供给调用者的最底层的内存分配函数。它分配连续的物理内存。__get_free_page() 函数本身是基于 buddy 实现的。在使用 buddy 实现的物理内存管理中最小分配粒度是以页为单位的。关于以上论述，我们可以查看__get_free_page()的实现，可以看到__get_free_page()函数只是一个非常简单的封状，它的整个函数实现就是无条件的调用 __alloc_pages() 函数来分配物理内存，上面记录 kmalloc()实现时也提到过是在调用 __alloc_pages() 函数来分配物理页面的前提下进行的 slab 管理。那么这个函数是如何分配到物理页面又是在什么区域中进行分配的？回答这个问题只能看下相关的实现。可以看到在 __alloc_pages() 函数中，多次尝试调用get_page_from_freelist() 函数从 zonelist 中取得相关 zone，并从其中返回一个可用的 struct page 页面（这里的有些调用分支是因为标志不同）。至此，可以知道一个物理页面的分配是从 zonelist（一个 zone 的结构数组）中的 zone 返回的。那么 zonelist/zone 是如何与物理页面关联，又是如何初始化的呢？继续来看 free_area_init_nodes() 函数，此函数在系统初始化时由 zone_sizes_init() 函数间接调用的，zone_sizes_init()函数填充了三个区域：ZONE_DMA，ZONE_NORMAL，ZONE_HIGHMEM。并把他们作为参数调用 free_area_init_nodes()，在这个函数中会分配一个 pglist_data 结构，此结构中包含了 zonelist/zone结构和一个 struct page 的物理页结构，在函数最后用此结构作为参数调用了 free_area_init_node() 函数，在这个函数中首先使用 calculate_node_totalpages() 函数标记 pglist_data 相关区域，然后调用 alloc_node_mem_map() 函数初始化 pglist_data结构中的 struct page 物理页。最后使用 free_area_init_core()函数关联 pglist_data 与 zonelist。现在通以上分析已经明确了__get_free_page() 函数分配物理内存的流程。但这里又引出了几个新问题，那就是此函数分配的物理页面是如何映射的？映射到了什么位置？到这里不得不去看下与 VMM 相关的引导代码。
在看 VMM 相关的引导代码前，先来看一下 virt_to_phys() 与phys_to_virt 这两个函数。顾名思义，即是虚拟地址到物理地址和物理地址到虚拟地址的转换。函数实现十分简单，前者调用了__pa( address ) 转换虚拟地址到物理地址，后者调用 __va(addrress ) 将物理地址转换为虚拟地址。再看下 __pa __va 这两个宏到底做了什么。
#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)
#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))
通过上面可以看到仅仅是把地址加上或减去 PAGE_OFFSET，而PAGE_OFFSET 在 x86 下定义为 0xC0000000。这里又引出了疑问，在 linux 下写过 driver 的人都知道，在使用 kmalloc() 与 
__get_free_page() 分配完物理地址后，如果想得到正确的物理地址需要使用 virt_to_phys() 进行转换。那么为什么要有这一步呢？我们不分配的不就是物理地址么？怎么分配完成还需要转换？如果返回的是虚拟地址，那么根据如上对 virt_to_phys() 的分析，为什么仅仅对 PAGE_OFFSET 操作就能实现地址转换呢？虚拟地址与物理地址之间的转换不需要查页表么？代着以上诸多疑问来看 VMM 相关的引导代码。
直接从 start_kernel() 内核引导部分来查找 VMM 相关内容。可以看到第一个应该关注的函数是 setup_arch()，在这个函数当中使用paging_init() 函数来初始化和映射硬件页表（在初始化前已有 8M
内存被映射，在这里不做记录），而 paging_init() 则是调用的pagetable_init() 来完成内核物理地址的映射以及相关内存的初始化。在 pagetable_init() 函数中，首先是一些 PAE/PSE/PGE 相关判断 
与设置，然后使用 kernel_physical_mapping_init() 函数来实现内核物理内存的映射。在这个函数中可以很清楚的看到，pgd_idx 是以PAGE_OFFSET 为启始地址进行映射的，也就是说循环初始化所有物理地址是以 PAGE_OFFSET 为起点的。继续观察我们可以看到在 PMD 被初始化后，所有地址计算均是以 PAGE_OFFSET 作为标记来递增的。分析到这里已经很明显的可以看出，物理地址被映射到以 PAGE_OFFSET
开始的虚拟地址空间。这样以上所有疑问就都有了答案。kmalloc() 与__get_free_page() 所分配的物理页面被映射到了 PAGE_OFFSET 开始的虚拟地址，也就是说实际物理地址与虚拟地址有一组一一对应的关系，
正是因为有了这种映射关系，对内核以 PAGE_OFFSET 启始的虚拟地址的分配也就是对物理地址的分配（当然这有一定的范围，应该在 PAGE_OFFSET与 VMALLOC_START 之间，后者为 vmalloc() 函数分配内存的启始地址）。这也就解释了为什么 virt_to_phys() 与 phys_to_virt() 函数的实现仅仅是加/减 PAGE_OFFSET 即可在虚拟地址与物理地址之间转换，正是因为了有了这种映射，且固定不变，所以才不用去查页表进行转换。这也同样回答了开始的问题，即 kmalloc() / __get_free_page() 分配的是物理地址，而返回的则是虚拟地址（虽然这听上去有些别扭）。正是因为有了这种映射关系，所以需要将它们的返回地址减去 PAGE_OFFSET 才可以得到真正的物理地址。（此处参考：http://linux.chinaunix.net/techdoc/develop/2007/04/17/955506.shtml）。