A.INTRODUCTION     （32位系统）

            

     Linux 简化了分段机制，使得虚拟地址（逻辑地址）与线性地址总是一致，因此，Linux的虚拟地址空间也为0～4G（2^32）。

      Linux内核将这4G字节的空间分为两部分。将最高的 1G字节（从虚拟地址0xC0000000到0xFFFFFFFF），供内核使用，称为“内核空间”。而将较低的3G字节（从虚拟地址 0x00000000到0xBFFFFFFF），供各个进程使用，称为“用户空间“。因为每个进程可以通过系统调用进入内核，因此，Linux内核由系统 内的所有进程共享。于是，从具体进程的角度来看，每个进程可以拥有4G字节的虚拟空间。

	*进程寻址空间0~4G   *进程在用户态只能访问0~3G，只有进入内核态才能访问3G~4G   *进程通过系统调用进入内核态 *每个进程虚拟空间的3G~4G部分是相同的   *进程从用户态进入内核态不会引起CR3的改变但会引起堆栈的改变

    关于虚拟内核空间（逻辑地址）到物理空间的映射：

           当内核模块代码或线程访问内存时，代码中的内存地址都为逻辑地址，而对应到真正的物理内存地址，需要地址一对一的映射，如逻辑地址0xc0000003对应的物理地址为0×3，0xc0000004对应的物理地址为0×4，… …，逻辑地址与物理地址对应的关系为

物理地址 = 逻辑地址 – 0xC0000000

逻辑地址	物理内存地址
0xc0000000	0×0
0xc0000001	0×1
0xc0000002	0×2
0xc0000003	0×3
…	…
0xe0000000	0×20000000
…	…
0xffffffff	0×40000000 ??

      对内核空间来说，其地址映射是很简单 的线性映射，0xC0000000就是物理地址与线性地址之间的位移量，在Linux代码中就叫做PAGE_OFFSET。

B.outline

一、Linux用户空间与内核空间

       refer: http://blog.chinaunix.net/uid-15007890-id-3415331.html

二、Linux进程地址空间的一步步探究

       refer:http://soft.chinabyte.com/os/51/12324551.shtml

C.contents

一、Linux用户空间与内核空间

      Linux 操作系统和驱动程序运行在内核空间，应用程序运行在用户空间，两者不能简单地使用指针传递数据，因为Linux使用的虚拟内存机制，用户空间的数据可能被换出，当内核空间使用用户空间指针时，对应的数据可能不在内存中。

      我们知道，linux操作系统每个进程的地址空间都是独立的，其实这里的独立说得是物理空间上得独立。

1. Linux内核地址映射模型

x86 CPU采用了段页式地址映射模型。进程代码中的地址为逻辑地址，经过段页式地址映射后，才真正访问物理内存。

段页式机制如下图。

 

2.Linux内核地址空间划分

通常32位Linux内核地址空间划分0~3G为用户空间，3~4G为内核空间。注意这里是32位内核地址空间划分，64位内核地址空间划分是不同的。

 

3.Linux内核高端内存的由来

当内核模块代码或线程访问内存时，代码中的内存地址都为逻辑地址，而对应到真正的物理内存地址，需要地址一对一的映射，如逻辑地址0xc0000003对应的物理地址为0×3，0xc0000004对应的物理地址为0×4，… …，逻辑地址与物理地址对应的关系为

物理地址 = 逻辑地址 – 0xC0000000

假 设按照上述简单的地址映射关系，那么内核逻辑地址空间访问为0xc0000000 ~ 0xffffffff，那么对应的物理内存范围就为0×0 ~ 0×40000000，即只能访问1G物理内存。若机器中安装8G物理内存，那么内核就只能访问前1G物理内存，后面7G物理内存将会无法访问，因为内核 的地址空间已经全部映射到物理内存地址范围0×0 ~ 0×40000000。即使安装了8G物理内存，那么物理地址为0×40000001的内存，内核该怎么去访问呢？代码中必须要有内存逻辑地址 的，0xc0000000 ~ 0xffffffff的地址空间已经被用完了，所以无法访问物理地址0×40000000以后的内存。

显 然不能将内核地址空间0xc0000000 ~ 0xfffffff全部用来简单的地址映射。因此x86架构中将内核地址空间划分三部分：ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和 ZONE_HIGHMEM。ZONE_HIGHMEM即为高端内存，这就是内存高端内存概念的由来。

在x86结构中，三种类型的区域如下：

ZONE_DMA        内存开始的16MB

ZONE_NORMAL       16MB~896MB

ZONE_HIGHMEM       896MB ~ 结束

 

4.Linux内核高端内存的理解

前 面我们解释了高端内存的由来。 Linux将内核地址空间划分为三部分ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM，高端内存HIGH_MEM地址空间范围为 0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF（896MB～1024MB）。那么如内核是如何借助128MB高端内存地址空间是如何实现访问可以所有物理内存？

当内核想访问高于896MB物理地址内存时，从0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF地址空间范围内找一段相应大小空闲的逻辑地址空间，借用一会。借用这段逻辑地址空间，建立映射到想访问的那段物理内存（即填充内核PTE页面表），临时用一会，用完后归还。这样别人也可以借用这段地址空间访问其他物理内存，实现了使用有限的地址空间，访问所有所有物理内存。如下图。

例 如内核想访问2G开始的一段大小为1MB的物理内存，即物理地址范围为0×80000000 ~ 0x800FFFFF。访问之前先找到一段1MB大小的空闲地址空间，假设找到的空闲地址空间为0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF，用这1MB的逻辑地址空间映射到物理地址空间0×80000000 ~ 0x800FFFFF的内存。映射关系如下：

当内核访问完0×80000000 ~ 0x800FFFFF物理内存后，就将0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF内核线性空间释放。这样其他进程或代码也可以使用0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF这段地址访问其他物理内存。

从上面的描述，我们可以知道高端内存的最基本思想：借一段地址空间，建立临时地址映射，用完后释放，达到这段地址空间可以循环使用，访问所有物理内存。

看到这里，不禁有人会问：万一有内核进程或模块一直占用某段逻辑地址空间不释放，怎么办？若真的出现的这种情况，则内核的高端内存地址空间越来越紧张，若都被占用不释放，则没有建立映射到物理内存都无法访问了。

在 香港尖沙咀有些写字楼，洗手间很少且有门锁的。客户要去洗手间的话，可以向前台拿钥匙，方便完后，把钥匙归还到前台。这样虽然只有一个洗 手间，但可以满足所有客户去洗手间的需求。要是某个客户一直占用洗手间、钥匙不归还，那么其他客户都无法上洗手间了。Linux内核高端内存管理的思想类 似。

5.Linux内核高端内存的划分
内核将高端内存划分为3部分：VMALLOC_START~VMALLOC_END、KMAP_BASE~FIXADDR_START和FIXADDR_START~4G。

      对 于高端内存，可以通过 alloc_page() 或者其它函数获得对应的 page，但是要想访问实际物理内存，还得把 page 转为线性地址才行（为什么？想想 MMU 是如何访问物理内存的），也就是说，我们需要为高端内存对应的 page 找一个线性空间，这个过程称为高端内存映射。

对应高端内存的3部分，高端内存映射有三种方式：
映射到”内核动态映射空间”（noncontiguous memory allocation）
这种方式很简单，因为通过 vmalloc() ，在”内核动态映射空间”申请内存的时候，就可能从高端内存获得页面（参看 vmalloc 的实现），因此说高端内存有可能映射到”内核动态映射空间”中。

持久内核映射（permanent kernel mapping）
如果是通过 alloc_page() 获得了高端内存对应的 page，如何给它找个线性空间？
内核专门为此留出一块线性空间，从 PKMAP_BASE 到 FIXADDR_START ，用于映射高端内存。在 2.6内核上，这个地址范围是 4G-8M 到 4G-4M 之间。这个空间起叫”内核永久映射空间”或者”永久内核映射空间”。这个空间和其它空间使用同样的页目录表，对于内核来说，就是 swapper_pg_dir，对普通进程来说，通过 CR3 寄存器指向。通常情况下，这个空间是 4M 大小，因此仅仅需要一个页表即可，内核通过来 pkmap_page_table 寻找这个页表。通过 kmap()，可以把一个 page 映射到这个空间来。由于这个空间是 4M 大小，最多能同时映射 1024 个 page。因此，对于不使用的的 page，及应该时从这个空间释放掉（也就是解除映射关系），通过 kunmap() ，可以把一个 page 对应的线性地址从这个空间释放出来。

临时映射（temporary kernel mapping）
内核在 FIXADDR_START 到 FIXADDR_TOP 之间保留了一些线性空间用于特殊需求。这个空间称为”固定映射空间”在这个空间中，有一部分用于高端内存的临时映射。

这块空间具有如下特点：
（1）每个 CPU 占用一块空间
（2）在每个 CPU 占用的那块空间中，又分为多个小空间，每个小空间大小是 1 个 page，每个小空间用于一个目的，这些目的定义在 kmap_types.h 中的 km_type 中。

当要进行一次临时映射的时候，需要指定映射的目的，根据映射目的，可以找到对应的小空间，然后把这个空间的地址作为映射地址。这意味着一次临时映射会导致以前的映射被覆盖。通过 kmap_atomic() 可实现临时映射。

6. 常见问题：

1、用户空间（进程）是否有高端内存概念？

用户进程没有高端内存概念。只有在内核空间才存在高端内存。用户进程最多只可以访问3G物理内存，而内核进程可以访问所有物理内存。

 

2、64位内核中有高端内存吗？

目前现实中，64位Linux内核不存在高端内存，因为64位内核可以支持超过512GB内存。若机器安装的物理内存超过内核地址空间范围，就会存在高端内存。

 

3、用户进程能访问多少物理内存？内核代码能访问多少物理内存？

32位系统用户进程最大可以访问3GB，内核代码可以访问所有物理内存。

64位系统用户进程最大可以访问超过512GB，内核代码可以访问所有物理内存。

 

4、高端内存和物理地址、逻辑地址、线性地址的关系？

高端内存只和逻辑地址有关系，和逻辑地址、物理地址没有直接关系。

 

5、为什么不把所有的地址空间都分配给内核？

若把所有地址空间都给内存，那么用户进程怎么使用内存？怎么保证内核使用内存和用户进程不起冲突？

（1）让我们忽略Linux对段式内存映射的支持。 在保护模式下，我们知道无论CPU运行于用户态还是核心态，CPU执行程序所访问的地址都是虚拟地址，MMU 必须通过读取控制寄存器CR3中的值作为当前页面目录的指针，进而根据分页内存映射机制（参看相关文档）将该虚拟地址转换为真正的物理地址才能让CPU真 正的访问到物理地址。

（2）对于32位的Linux，其每一个进程都有4G的寻址空间，但当一个进程访问其虚拟内存空间中的某个地址时又是怎样实现不与其它进程的虚拟空间混淆 的呢？每个进程都有其自身的页面目录PGD，Linux将该目录的指针存放在与进程对应的内存结构task_struct.(struct mm_struct)mm->pgd中。每当一个进程被调度（schedule()）即将进入运行态时，Linux内核都要用该进程的PGD指针设 置CR3（switch_mm()）。

（3）当创建一个新的进程时，都要为新进程创建一个新的页面目录PGD，并从内核的页面目录swapper_pg_dir中复制内核区间页面目录项至新建进程页面目录PGD的相应位置，具体过程如下：
do_fork() –> copy_mm() –> mm_init() –> pgd_alloc() –> set_pgd_fast() –> get_pgd_slow() –> memcpy(&PGD + USER_PTRS_PER_PGD, swapper_pg_dir + USER_PTRS_PER_PGD, (PTRS_PER_PGD - USER_PTRS_PER_PGD) * sizeof(pgd_t))
这样一来，每个进程的页面目录就分成了两部分，第一部分为“用户空间”，用来映射其整个进程空间（0x0000 0000－0xBFFF FFFF）即3G字节的虚拟地址；第二部分为“系统空间”，用来映射（0xC000 0000－0xFFFF FFFF）1G字节的虚拟地址。可以看出Linux系统中每个进程的页面目录的第二部分是相同的，所以从进程的角度来看，每个进程有4G字节的虚拟空间， 较低的3G字节是自己的用户空间，最高的1G字节则为与所有进程以及内核共享的系统空间。

（4）现在假设我们有如下一个情景：
在进程A中通过系统调用sethostname(const char *name,seze_t len)设置计算机在网络中的“主机名”.
在该情景中我们势必涉及到从用户空间向内核空间传递数据的问题，name是用户空间中的地址，它要通过系统调用设置到内核中的某个地址中。让我们看看这个 过程中的一些细节问题：系统调用的具体实现是将系统调用的参数依次存入寄存器ebx,ecx,edx,esi,edi（最多5个参数，该情景有两个 name和len），接着将系统调用号存入寄存器eax，然后通过中断指令“int 80”使进程A进入系统空间。由于进程的CPU运行级别小于等于为系统调用设置的陷阱门的准入级别3，所以可以畅通无阻的进入系统空间去执行为int 80设置的函数指针system_call()。由于system_call()属于内核空间，其运行级别DPL为0，CPU要将堆栈切换到内核堆栈，即
进程A的系统空间堆栈。我们知道内核为新建进程创建task_struct结构时，共分配了两个连续的页面，即8K的大小，并将底部约1k的大小用于 task_struct（如#define alloc_task_struct() ((struct task_struct *) __get_free_pages(GFP_KERNEL,1))）,而其余部分内存用于系统空间的堆栈空间，即当从用户空间转入系统空间时，堆栈指针 esp变成了（alloc_task_struct()+8192），这也是为什么系统空间通常用宏定义current（参看其实现）获取当前进程的
task_struct地址的原因。每次在进程从用户空间进入系统空间之初，系统堆栈就已经被依次压入用户堆栈SS、用户堆栈指针ESP、EFLAGS、 用户空间CS、EIP，接着system_call()将eax压入，再接着调用SAVE_ALL依次压入ES、DS、EAX、EBP、EDI、ESI、 EDX、ECX、EBX，然后调用sys_call_table+4*%EAX，本情景为sys_sethostname()。

（5）在sys_sethostname()中，经过一些保护考虑后，调用copy_from_user(to,from,n），其中to指向内核空间 system_utsname.nodename，譬如0xE625A000，from指向用户空间譬如0x8010FE00。现在进程A进入了内核，在 系统空间中运行，MMU根据其PGD将虚拟地址完成到物理地址的映射，最终完成从用户空间到系统空间数据的复制。准备复制之前内核先要确定用户空间地址和 长度的合法性，至于从该用户空间地址开始的某个长度的整个区间是否已经映射并不去检查，如果区间内某个地址未映射或读写权限等问题出现时，则视为坏地址，
就产生一个页面异常，让页面异常服务程序处理。过程如 下：copy_from_user()->generic_copy_from_user()->access_ok()+__copy_user_zeroing().

　　我们知道，在32位机器上linux操作系统中的进程的地址空间大小是4G,其中0-3G是用户空间，3G-4G是内核空间。其实，这个4G的地址空间是不存在的，也就是我们所说的虚拟内存空间。

   （我们知道，linux操作系统每个进程的地址空间都是独立的，其实这里的独立说得是物理空间上得独立。）

　　那虚拟内存空间是什么呢，它与实际物理内存空间又是怎样对应的呢，为什么有了虚拟内存技术，我们就能运行比实际物理内存大的应用程序，它是怎么做到的呢？（）

　　呵呵，这一切的一切都是个迷呀，下面我们就一步一步解开心中的谜团吧!

　　我们来看看，当我们写好一个应用程序，编译后它都有什么东东？

　　例如：

　　用命令size a.out会得到:

　　其中text是放的是代码，data放的是初始化过的全局变量或静态变量，bss放的是未初始化的全局变量或静态变量

　　由于历史原因，C程序一直由下列几部分组成：

　　A.正文段。这是由cpu执行的机器指令部分。通常，正文段是可共享的，所以即使是经常执行的程序(如文本编辑程序、C编译程序、shell等)在存储器中也只需要有一个副本，另外，正文段常常是只读的，以防止程序由于意外事故而修改器自身的指令。

　　B.初始化数据段。通常将此段称为数据段，它包含了程序中需赋初值的变量。例如，C程序中任何函数之外的说明：

　　int maxcount = 99;(全局变量)

　　C.非初始化数据段。通常将此段称为bss段，这一名称来源于早期汇编程序的一个操作，意思是”block started by symbol”,在程序开始执行之前，内核将此段初始化为0。函数外的说明：

　　long sum[1000];

　　使此变量存放在非初始化数据段中。

　　D.栈。自动变量以及每次函数调用时所需保存的信息都存放在此段中。每次函数调用时，其返回地址、以及调用者的环境信息(例如某些机器寄存器)都存放在栈中。然后，新被调用的函数在栈上为其自动和临时变量分配存储空间。通过以这种方式使用栈，C函数可以递归调用。

　　E.堆。通常在堆中进行动态存储分配。由于历史上形成的惯例，堆位于非初始化数据段顶和栈底之间。

　　从上图我们看到栈空间是下增长的，堆空间是从下增长的，他们会会碰头呀？一般不会，因为他们之间间隔很大，如：

　　#include

　　#include

　　int bss_var;

　　int data_var0 = 1;

　　int main()

　　{

　　printf(“Test location:\n”);

　　printf(“\tAddress of main(Code Segment)：%p\n”,main);

　　printf(“_____________________________________\n”);

　　int stack_var0 = 2;

　　printf(“Stack location:\n”);

　　printf(“\tInitial end of stack:%p\n”,&stack_var0);

　　int stack_var1 = 3;

　　printf(“\tNew end of stack:%p\n”,&stack_var1);

　　printf(“_____________________________________\n”);

　　printf(“Data location:\n”);

　　printf(“\tAddress of data_var(Data Segment)：%p\n”,&data_var0);

　　static int data_var1 = 4;

　　printf(“\tNew end of data_var(Data Segment)：%p\n”,&data_var1);

　　printf(“_____________________________________\n”);

　　printf(“BSS location:\n”);

　　printf(“\tAddress of bss_var:%p\n”,&bss_var);

　　printf(“_____________________________________\n”);

　　printf(“Heap location:\n”);

　　char *p = (char *)malloc(10);

　　printf(“\tAddress of head_var:%p\n”,p);

　　return 0;

　　}

　　运行结果如下：

　　呵呵，这里我们看到地址了，这个地址是虚拟地址，这些地址时怎么来的呢？其实在我们编译的时候，

　　这些地址就已经确定了,如下图中红线。

　　也就是说，我们不论我们运行a.out程序多少次这些地址都是一样的。我们知道，linux操作系统每个进程的地址空间都是独立的，其实这里的独立说得是物理空间上得独立。那相同的虚拟地址，不同的物理地址，他们之间是怎样联系起来的呢？我们继续探究…

　　在linux操作系统中，每个进程都通过一个task_struct的结构体描叙，每个进程的地址空间都通过一个mm_struct描叙，c语言中的每个段空间都通过vm_area_struct表示，他们关系如下 :

　　当运行一个程序时，操作系统需要创建一个进程，这个进程和程序之间都干了些什么呢？

　　当一个程序被执行时，该程序的内容必须被放到进程的虚拟地址空间，对于可执行程序的共享库也是如此。可执行程序并非真正读到物理内存中，而只是链接到进程的虚拟内存中。

　　当一个可执行程序映射到进程虚拟地址空间时，一组vm_area_struct数据结构将被产生。每个vm_area_struct数据结构表示可执行印象的一部分;是可执行代码，或是初始化的数据，以及未初始化的数据等。

　　linux操作系统是通过sys_exec对可执行文件进行映射以及读取的，有如下几步：

　　1.创建一组vm_area_struct

　　2.圈定一个虚拟用户空间，将其起始结束地址(elf段中已设置好)保存到vm_start和vm_end中。

　　3.将磁盘file句柄保存在vm_file中

　　4.将对应段在磁盘file中的偏移值(elf段中已设置好)保存在vm_pgoff中;

　　5.将操作该磁盘file的磁盘操作函数保存在vm_ops中

　　注意：这里没有对应 的页目录表项创建页表，更不存在设置页表项了。

　　假设现在程序中有一条指令需要读取上面vm_start–vm_end之间的某内容

　　例如:mov [0x08000011],%eax,那么将会执行如下序列:

　　1.cpu依据CR3(current->pgd)找到0x08000011地址对应的pgd[i],由于该pgd[i]内容保持为初始化状态即为0,导致cpu异常.

　　2.do_page_fault被调用，在该函数中，为pgd[i]在内存中分配一个页表，并让该表项指向它，如下图所示:

　　注意：这里i为0x08000011高10位，j为其中间10位，此时pt表项全部为0(pte[j]也为0);

　　3.为pte[j]分配一个真正的物理内存页面，依据vm_area_struct中的vm_file、vm_pgoff和vm_ops，调用filemap_nopage将磁盘file中vm_pgoff偏移处的内容读入到该物理页面中，如下图所示：

　　①。分配物理内存页面;

　　②。从磁盘文件中将内容读取到物理内存页面中

　　从上面我们可以知道，在进程创建的过程中，程序内容被映射到进程的虚拟内存空间，为了让一个很大的程序在有限的物理内存空间运行，我们可以把这个程序的开始部分先加载到物理内存空间运行，因为操作系统处理的是进程的虚拟地址，如果在进行虚拟到物理地址的转换工程中，发现物理地址不存在时，这个时候就会发生缺页异常(nopage)，接着操作系统就会把磁盘上还没有加载到内存中的数据加载到物理内存中，对应的进程页表进行更新。也许你会问，如果此时物理内存满了，操作系统将如何处理？

　　下面我们看看linux操作系统是如何处理的：

　　如果一个进程想将一个虚拟页装入物理内存，而又没有可使用的空闲物理页，操作系统就必须淘汰物理内存中的其他页来为此页腾出空间。

　　在linux操作系统中，物理页的描叙如下：

　　struct mem_map

　　{

　　1.本页使用计数，当该页被许多进程共享时计数将大于1.

　　2.age描叙本页的年龄，用来判断该页是否为淘汰或交换的好候选

　　3.map_nr描叙物理页的页帧号

　　}

　　如果从物理内存中被淘汰的页来自于一个映像或数据文件，并且还没有被写过，则该页不必保存，它可以丢掉。如果有进程在需要该页时就可以把它从映像或数据文件中取回内存。

　　然而，如果该页被修改过，操作系统必须保留该页的内容以便晚些时候在被访问。这种页称为”脏(dirty)页”，当它被从内存中删除时，将被保存在一个称为交换文件的特殊文件中。

　　相对于处理器和物理内存的速度，访问交换文件要很长时间，操作系统必须在将页写到磁盘以及再次使用时取回内存的问题上花费心机。

　　如果用来决定哪一页被淘汰或交换的算法不够高效的话，就可能出现称为”抖动”的情况。在这种情况下，页面总是被写到磁盘又读回来，操作系统忙于此而不能进行真正的工作。

　　linux使用”最近最少使用(Least Recently Used ,LRU)”页面调度技巧来公平地选择哪个页可以从系统中删除。这种设计系统中每个页都有一个”年龄”，年龄随页面被访问而改变。页面被访问越多它越年轻;被访问越少越老。年老的页是用于交换的最佳候选页。