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本文对Linux内存管理使用到的一些数据结构和函数作了简要描述，而不深入到它们的内部。对这些数据结构和函数有了一个总体上的了解后，再针对各项分别作深入了解的时候，也许会简单一些。
Linux内存访问限制（仅针对32位系统）
- 默认情况下Linux的内核空间映射到4G虚拟地址的最高1G（即0xC0000000 - 0xFFFFFFF）
在x86中，这个偏移量表示为TASK_SIZE，也表示为PAGE_OFFSET。
对于其他arch，TASK_SIZE和PAGE_OFFSET之间可能存在HOLE。
- 如果不考虑HIGH_MEMORY，Kernel中内存物理地址和逻辑地址（此时就是虚拟地址）有线性对应关系
有两个函数：virt_to_phys和phys_to_virt用于在内核物理地址和逻辑地址间进行转换。
- 所以，32位系统中，Linux能直接访问的物理内存最大为1G
PHY_ADDR[0] -> LOG_ADDR[3G]
PHY_ADDR[1G] -> LOG_ADDR[4G]
- 除去保留给vmalloc、kmap和其他一些用途的地址空间，可直接访问的物理内存最大为896M
- 进程的虚拟地址空间仍然是4G。0-TASK_SIZE(3G)给user space，各个processor不同；kernel space的1G对每个processor都是一样的。
- 后面我们会说到如何访问1G以上的物理内存。
一些数据结构
- struct vm_area_struct
该结构用来描述进程虚拟地址空间中一段连续的虚拟内存。但是我们知道，进程所占用的虚拟地址空间通常是不连续的（例如要分为代码、Heap和stack；或者考虑经常申请/释放内存的情况），所以一个进程需要多个struct vm_area_struct来描述其virtual memory area。根据进程需要的该结构体数量的大小，这一堆的vm_area_struct将组织成Linear或Linear+AVL的形式。
- struct mm_struct
这个结构用来管理上文所述那一堆的vm_area_struct。在这个结构中有个指针，指向那堆struct vm_area_struct的链表头，另有一个指针指向AVL tree的root（如果有的话）。而mm_struct本身又是task_struct里的一个成员。
- zone和node
在多CPU系统中，每个CPU对应一个node用于描述该CPU所“拥有”的内存区域。这里说的“拥有”是指与该CPU具有最佳亲缘性的内存区域，该CPU访问这些内存时将获得最高的性能。一块CPU也可以访问*非*它所“拥有”的内存区域，但访问“非拥有内存区域”的性能不如访问“拥有的内存区域”的性能。
每个node又拆分成多个zone，不同的zone有不同的属性。例如分配给ISA总线设备进行DMA的内存必须在16M以下（天知道现在的计算机上还有木有ISA设备了），这些内存就归为ZONE_DMA。High Mem归属于ZONE_HIGHMEM。不具有特殊性质的内存都归结到ZONE_NORMAL。
描述node和zone的结构分别为typedef struct pglist_data pg_data_t和struct zone。
每个pg_data_t里有一个struct zone数组，数组的元素个数就是ZONE的类型数。
每个pg_data_t里还有一个struct zonelist结构的数组，数组的每个元素都用来描述一种特定的“分配策略”。所谓“分配策略”，就是在分配内存的时候根据分配需要（kmalloc的第二参数就是用来描述这方面的需要的）确定从哪个zone开始，以及可以使用哪些zone。用于ISA DMA的内存必须在16M以下，所以需要一种“策略”；从High Mem中分配内存必须在1G以上，也需要一种策略；普通的没有特殊要求的内存分配也需要一种策略。有多少种策略，struct zonelist数组中就有多少个元素。
- struct zonelist
该结构用于描述某种特定的分配“策略”，其主要成员是一个数组struct zone *zones[MAX_ZONES_PER_ZONELIST + 1]，[...]中的“＋1”用来仿照字符串结尾的方式确定数组元素的实际个数。该数组的元素是所有可用于某个特定“策略”的zone们。假定可用于ISA DMA的zone是zoneA，zoneB，zoneC，分配顺序也是从A开始，那么这个数组中的三个元素就是指向zoneA，zoneB，zoneC的指针。
- struct page
Linux会为它所管辖的物理内存的每个Page Frame建立一个struct page数据结构，而不管这个Page Frame是否是HIGH_MEMORY。
- high_memory
这是一个变量，表示能够直接管辖的物理内存尾。如果物理内存小于896M，那么它就是实际物理内存大小；否则就是896M。
vmalloc .vs. kmap
vmalloc用于分配一段虚拟地址空间连续、但是物理地址空间未必连续的内存。vmalloc所能使用的虚拟地址空间在high_memory之上（high_memory + 8M）。由于vmalloc分配得到的内存在虚拟地址和物理地址之间不存在线性关系，所以vmalloc可以从HIGH_MEMORY处分配page frame，而不局限于896M以下。事实上，vmalloc优先考虑HIGH_MEMORY。这里顺便说下，ioremap所得到的虚拟地址也占用vmalloc可用的虚拟地址空间。一般情况下，调用vmalloc能够分配到的内存空间可以远大于一次kmalloc所能得到的。不过vmalloc内部仍然依赖kmalloc逐个分配page frame。
kmap用于在page frame和虚拟地址之间建立映射。kmap本身并不分配物理内存，在使用前需要使用alloc_page先分配page_frame。对于Low memory，kmap将直接返回page frame对应的物理地址。
kmap和vmalloc在应用上的最大区别在于，kmap往往应用于“空间分配”与“地址映射”可以分开的场合。考虑下面的场景：
a) App想要通过网络发送数据；
b) Linux将用户数据复制到内核buffer；
c) NIC driver通过DMA发送数据。
在上述场景的步骤b)中，Linux将执行类似下面的代码（仅作示意，不代表真实代码）：
while(more_data_to_copy) { struct page* page = alloc_page(...); void* vadr = kmap_atomic(page); copy_to_kernel(vadr, user_buf, size); kunmap_atomic(page); link_page_to_list(page); }
上面的代码中，一页数据拷贝完成后该页的地址映射就可以立即解除，因为后续的DMA操作是不需要用到内核虚拟地址的。在linux源代码的net目录中的代码大量使用了kmap(_atomic)。这样做（将空间分配和地址映射分离）的好处是可以节约大量的页表（考虑网络服务器中存在大量待收发数据的情况），可以很好的利用HIGH_MEMORY。快速、少量或不可休眠的页映射使用kmap_atomic，其他情况可使用kmap。
vmalloc与page fault
执行vmalloc（包括ioremap）时页表的设置是写在init_mm中的，这样当某个进程试图通过驱动访问该虚拟地址时必然发生page fault。do_page_fault函数判断出page fault发生在vmalloc region，于是从init_mm中将pgd/pud/pmd复制到当前进程，但pte是不复制的——内核地址空间的pte由所有进程共享。如果在将来的某个时刻映射解除，修改的也是init_mm的页表设置。后续对该地址的访问（假设仍为同一进程）在pgd、pud、pmd这三层仍然能够通过（进程有自己的pgd/pud/pmd），但到pte这一层就会发生page fault（init_mm已删除该pte）。类似的情况还有ioremap[注]。
[注] 根据64位atom上安装32位Linux(kernel 2.6.32)的测试结果，页表是3级，各级位宽2/9/9/12，第一级将内存分为4个1G区间，进程pgd的第四条目总是指向init_mm的pmd。这样，只要ioremap已建立好，init_mm对应的pmd就一定有效，也就不会发生page fault。（这种情况下vmalloc的效果未确认）
DirectIO
对于DirectIO来说，数据传输直接发生在设备与应用程序缓冲区之间。因此，一般来说DirectIO往往和DMA配合使用。DirectIO的步骤大体如下：
- 应用程序申请内存
最简单的当然是malloc或new之类；如果你要求获得的内存对齐于页边界，可以用anonymous mmap——使用mmap函数分配虚拟内存，并将mmap函数的flags参数设定为MAP_ANONYMOUS，同时将fd设置为-1(对linux非必须，仅作兼容性考虑)。具体请man mmap。或者使用valloc函数。
- Driver为其分配物理pages
应用程序调用malloc或new或valloc得到的虚拟地址，在初始状态是没有物理页面和其对应的。我们如果要对其做DMA，需要为其分配物理内存，并将其lock，不允许换出。kernel提供get_user_pages函数做这些工作。如果需要的内存空间很大，get_user_pages的执行过程会比较长。
- DMA
一般来说get_user_pages得到的物理页面是不连续的，所以我们需要dma_map_sg。
- 进一步说明
因为DirectIO的数据传输直接发生在设备和应用程序缓冲区之间，所以一般来说Driver是不需要访问缓冲区内容的。如果Driver也需要访问缓冲区内容，需要通过kmap获得这些物理页面对应的内核虚拟地址。
没有对应的put_user_pages函数；你需要自己做个循环调用page_cache_release。
- IBM有篇关于DirectIO的文章写得不错。
应用程序直接访问设备内存
- 应用程序要访问设备内存（例如PCI的memory bar），有两种方法：一种是使用ioremap（或ioremap_nocache），将设备内存物理地址映射到内核虚拟地址，App使用ioctl或read/write通过驱动访问；
- 另一种方法是使用mmap，让App直接访问设备内存。使用这种方法，App需要通过mmap系统调用开辟一块虚拟地址空间，并在驱动中实现file_operations中的mmap函数。App调用mmap时，fd参数设置为打开设备的fd。这块虚拟地址空间大小就是设备内存的大小。驱动在mmap的实现中，调用remap_pfn_range为App开辟的那块虚拟地址空间建立与设备物理内存的映射。和DirectIO相比，由于待映射的物理内存已存在（即设备内存），不需要分配并锁定page，所以速度很快。
- 驱动不需要实现unmap。
- 可能需要对映射得到的内存禁止cache。
vma->vm_page_prot = pgprot_noncached(vma->vm_page_prot);
if(rempa_pfn_range(vma, vma->vm_start, vma->vm_pgoff, vma->vm_end - vm_start, vma->vm_page_prot)) return - EAGAIN;
- 应用程序调用如下：
void *p = mmap(0, DEV_MEM_LEN, // 设备内存长度 prot, flags, dev_fd, DEV_MEM_PHY); // 设备内存物理地址
注意：如果你需要对mmap映射区进行写操作，在建立设备文件的时候将文件属性设置为rw。
使用系统内存作为设备内存
- 在嵌入式系统中，我们也许对系统有较大的控制权，可以使用mem=启动参数。这个时候我们可以保留一部分系统内存作为设备内存，设备直接将数据DMA到保留下的系统内存中（这块系统内存在mem＝启动参数设定的内存大小之外，因此不会被Linux看到）。然后使用上文所说的“应用程序直接访问设备内存”的方法获取数据。
内核物理页面的分配
内核中有多种情况需要分配物理页面，比如处理page fault，比如driver需要临时或永久存储区，等等，一般来说都是通过kmalloc或辅助函数完成（核心数据结构是struct page）。管理内核物理页面的模块并不关心是谁要用物理页面，你要就给你（如果有），你还就收下。至于分配出去后怎么用，那是调用者的事。
相对而言，应用程序中调用malloc仅仅是划出一段虚拟内存，但并不立即分配对应的物理内存空间。只有当有人读或写了这个页面，才会通过page fault为其分配物理页面，并且随时可能被换出。即，应用程序在用户空间所使用的物理页面都是在内核态分配的，纯用户态代码永远无法获得一块实际的物理内存：这是理所当然的事，因为物理页面的使用必须全部由内核所掌控。
物理页面交换
分配到的物理页面只有被挂在某个可换出的链表上，才会被页面换出代码扫描到。所以，如果你的驱动通过kmalloc获得了一些物理页面自用，它们是不可能被换出的——因为没有挂在某个可换出链表上。上文中通过get_user_pages得到的页面也是不会换出的。另一方面，发生page fault后分配到的物理页面是会被内核挂到某个可换出链表上的。