Linux 操作系統(tǒng)和驅(qū)動(dòng)程序運(yùn)行在內(nèi)核空間，應(yīng)用程序運(yùn)行在用戶(hù)空間，兩者不能簡(jiǎn)單地使用指針傳遞數(shù)據(jù)，因?yàn)長(zhǎng)inux使用的虛擬內(nèi)存機(jī)制，用戶(hù)空間的數(shù)據(jù)可能被換出，當(dāng)內(nèi)核空間使用用戶(hù)空間指針時(shí)，對(duì)應(yīng)的數(shù)據(jù)可能不在內(nèi)存中。

Linux內(nèi)核地址映射模型

x86 CPU采用了段頁(yè)式地址映射模型。進(jìn)程代碼中的地址為邏輯地址，經(jīng)過(guò)段頁(yè)式地址映射后，才真正訪(fǎng)問(wèn)物理內(nèi)存。

段頁(yè)式機(jī)制如下圖。

linux內(nèi)核地址空間劃分

通常32位Linux內(nèi)核地址空間劃分0~3G為用戶(hù)空間，3~4G為內(nèi)核空間。注意這里是32位內(nèi)核地址空間劃分，64位內(nèi)核地址空間劃分是不同的。

Linux內(nèi)核高端內(nèi)存的由來(lái)

當(dāng)內(nèi)核模塊代碼或線(xiàn)程訪(fǎng)問(wèn)內(nèi)存時(shí)，代碼中的內(nèi)存地址都為邏輯地址，而對(duì)應(yīng)到真正的物理內(nèi)存地址，需要地址一對(duì)一的映射，如邏輯地址0xc0000003對(duì)應(yīng)的物理地址為0×3，0xc0000004對(duì)應(yīng)的物理地址為0×4，… …，邏輯地址與物理地址對(duì)應(yīng)的關(guān)系為

物理地址 = 邏輯地址 – 0xC0000000

假設(shè)按照上述簡(jiǎn)單的地址映射關(guān)系，那么內(nèi)核邏輯地址空間訪(fǎng)問(wèn)為0xc0000000 ~ 0xffffffff，那么對(duì)應(yīng)的物理內(nèi)存范圍就為0×0 ~ 0×40000000，即只能訪(fǎng)問(wèn)1G物理內(nèi)存。若機(jī)器中安裝8G物理內(nèi)存，那么內(nèi)核就只能訪(fǎng)問(wèn)前1G物理內(nèi)存，后面7G物理內(nèi)存將會(huì)無(wú)法訪(fǎng)問(wèn)，因?yàn)閮?nèi)核 的地址空間已經(jīng)全部映射到物理內(nèi)存地址范圍0×0 ~ 0×40000000。即使安裝了8G物理內(nèi)存，那么物理地址為0×40000001的內(nèi)存，內(nèi)核該怎么去訪(fǎng)問(wèn)呢？代碼中必須要有內(nèi)存邏輯地址 的，0xc0000000 ~ 0xffffffff的地址空間已經(jīng)被用完了，所以無(wú)法訪(fǎng)問(wèn)物理地址0×40000000以后的內(nèi)存。

顯 然不能將內(nèi)核地址空間0xc0000000 ~ 0xfffffff全部用來(lái)簡(jiǎn)單的地址映射。因此x86架構(gòu)中將內(nèi)核地址空間劃分三部分：ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和 ZONE_HIGHMEM。ZONE_HIGHMEM即為高端內(nèi)存，這就是內(nèi)存高端內(nèi)存概念的由來(lái)。

在x86結(jié)構(gòu)中，三種類(lèi)型的區(qū)域如下：

ZONE_DMA??????? 內(nèi)存開(kāi)始的16MB

ZONE_NORMAL ??? ? 16MB~896MB

ZONE_HIGHMEM?? ? ? 896MB ~ 結(jié)束

Linux內(nèi)核高端內(nèi)存的理解

前面我們解釋了高端內(nèi)存的由來(lái)。 Linux將內(nèi)核地址空間劃分為三部分ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM，高端內(nèi)存HIGH_MEM地址空間范圍為 0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF（896MB～1024MB）。那么如內(nèi)核是如何借助128MB高端內(nèi)存地址空間是如何實(shí)現(xiàn)訪(fǎng)問(wèn)可以所有物理內(nèi)存？

當(dāng)內(nèi)核想訪(fǎng)問(wèn)高于896MB物理地址內(nèi)存時(shí)，從0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF地址空間范圍內(nèi)找一段相應(yīng)大小空閑的邏輯地址空間，借用一會(huì)。借用這段邏輯地址空間，建立映射到想訪(fǎng)問(wèn)的那段物理內(nèi)存（即填充內(nèi)核PTE頁(yè)面表），臨時(shí)用一會(huì)，用完后歸還。這樣別人也可以借用這段地址空間訪(fǎng)問(wèn)其他物理內(nèi)存，實(shí)現(xiàn)了使用有限的地址空間，訪(fǎng)問(wèn)所有所有物理內(nèi)存。如下圖。

例 如內(nèi)核想訪(fǎng)問(wèn)2G開(kāi)始的一段大小為1MB的物理內(nèi)存，即物理地址范圍為0×80000000 ~ 0x800FFFFF。訪(fǎng)問(wèn)之前先找到一段1MB大小的空閑地址空間，假設(shè)找到的空閑地址空間為0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF，用這1MB的邏輯地址空間映射到物理地址空間0×80000000 ~ 0x800FFFFF的內(nèi)存。映射關(guān)系如下：

當(dāng)內(nèi)核訪(fǎng)問(wèn)完0×80000000 ~ 0x800FFFFF物理內(nèi)存后，就將0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF內(nèi)核線(xiàn)性空間釋放。這樣其他進(jìn)程或代碼也可以使用0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF這段地址訪(fǎng)問(wèn)其他物理內(nèi)存。

從上面的描述，我們可以知道高端內(nèi)存的最基本思想：借一段地址空間，建立臨時(shí)地址映射，用完后釋放，達(dá)到這段地址空間可以循環(huán)使用，訪(fǎng)問(wèn)所有物理內(nèi)存。

看到這里，不禁有人會(huì)問(wèn)：萬(wàn)一有內(nèi)核進(jìn)程或模塊一直占用某段邏輯地址空間不釋放，怎么辦？若真的出現(xiàn)的這種情況，則內(nèi)核的高端內(nèi)存地址空間越來(lái)越緊張，若都被占用不釋放，則沒(méi)有建立映射到物理內(nèi)存都無(wú)法訪(fǎng)問(wèn)了。

在 香港尖沙咀有些寫(xiě)字樓，洗手間很少且有門(mén)鎖的?？蛻?hù)要去洗手間的話(huà)，可以向前臺(tái)拿鑰匙，方便完后，把鑰匙歸還到前臺(tái)。這樣雖然只有一個(gè)洗 手間，但可以滿(mǎn)足所有客戶(hù)去洗手間的需求。要是某個(gè)客戶(hù)一直占用洗手間、鑰匙不歸還，那么其他客戶(hù)都無(wú)法上洗手間了。Linux內(nèi)核高端內(nèi)存管理的思想類(lèi) 似。

Linux內(nèi)核高端內(nèi)存的劃分

內(nèi)核將高端內(nèi)存劃分為3部分：VMALLOC_START~VMALLOC_END、KMAP_BASE~FIXADDR_START和FIXADDR_START~4G。

對(duì) 于高端內(nèi)存，可以通過(guò) alloc_page() 或者其它函數(shù)獲得對(duì)應(yīng)的 page，但是要想訪(fǎng)問(wèn)實(shí)際物理內(nèi)存，還得把 page 轉(zhuǎn)為線(xiàn)性地址才行（為什么？想想 MMU 是如何訪(fǎng)問(wèn)物理內(nèi)存的），也就是說(shuō)，我們需要為高端內(nèi)存對(duì)應(yīng)的 page 找一個(gè)線(xiàn)性空間，這個(gè)過(guò)程稱(chēng)為高端內(nèi)存映射。

對(duì)應(yīng)高端內(nèi)存的3部分，高端內(nèi)存映射有三種方式：映射到”內(nèi)核動(dòng)態(tài)映射空間”（noncontiguous memory allocation）

這種方式很簡(jiǎn)單，因?yàn)橥ㄟ^(guò) vmalloc() ，在”內(nèi)核動(dòng)態(tài)映射空間”申請(qǐng)內(nèi)存的時(shí)候，就可能從高端內(nèi)存獲得頁(yè)面（參看 vmalloc 的實(shí)現(xiàn)），因此說(shuō)高端內(nèi)存有可能映射到”內(nèi)核動(dòng)態(tài)映射空間”中。

持久內(nèi)核映射（permanent kernel mapping）

如果是通過(guò) alloc_page() 獲得了高端內(nèi)存對(duì)應(yīng)的 page，如何給它找個(gè)線(xiàn)性空間？

內(nèi)核專(zhuān)門(mén)為此留出一塊線(xiàn)性空間，從 PKMAP_BASE 到 FIXADDR_START ，用于映射高端內(nèi)存。在 2.6內(nèi)核上，這個(gè)地址范圍是 4G-8M 到 4G-4M 之間。這個(gè)空間起叫”內(nèi)核永久映射空間”或者”永久內(nèi)核映射空間”。這個(gè)空間和其它空間使用同樣的頁(yè)目錄表，對(duì)于內(nèi)核來(lái)說(shuō)，就是 swapper_pg_dir，對(duì)普通進(jìn)程來(lái)說(shuō)，通過(guò) CR3 寄存器指向。通常情況下，這個(gè)空間是 4M 大小，因此僅僅需要一個(gè)頁(yè)表即可，內(nèi)核通過(guò)來(lái) pkmap_page_table 尋找這個(gè)頁(yè)表。通過(guò) kmap()，可以把一個(gè) page 映射到這個(gè)空間來(lái)。由于這個(gè)空間是 4M 大小，最多能同時(shí)映射 1024 個(gè) page。因此，對(duì)于不使用的的 page，及應(yīng)該時(shí)從這個(gè)空間釋放掉（也就是解除映射關(guān)系），通過(guò) kunmap() ，可以把一個(gè) page 對(duì)應(yīng)的線(xiàn)性地址從這個(gè)空間釋放出來(lái)。

臨時(shí)映射（temporary kernel mapping）內(nèi)核在 FIXADDR_START 到 FIXADDR_TOP 之間保留了一些線(xiàn)性空間用于特殊需求。這個(gè)空間稱(chēng)為”固定映射空間”在這個(gè)空間中，有一部分用于高端內(nèi)存的臨時(shí)映射。

這塊空間具有如下特點(diǎn)：（1）每個(gè) CPU 占用一塊空間（2）在每個(gè) CPU 占用的那塊空間中，又分為多個(gè)小空間，每個(gè)小空間大小是 1 個(gè) page，每個(gè)小空間用于一個(gè)目的，這些目的定義在 kmap_types.h 中的 km_type 中。

當(dāng)要進(jìn)行一次臨時(shí)映射的時(shí)候，需要指定映射的目的，根據(jù)映射目的，可以找到對(duì)應(yīng)的小空間，然后把這個(gè)空間的地址作為映射地址。這意味著一次臨時(shí)映射會(huì)導(dǎo)致以前的映射被覆蓋。通過(guò) kmap_atomic() 可實(shí)現(xiàn)臨時(shí)映射。

常見(jiàn)問(wèn)題：

1、用戶(hù)空間（進(jìn)程）是否有高端內(nèi)存概念？

用戶(hù)進(jìn)程沒(méi)有高端內(nèi)存概念。只有在內(nèi)核空間才存在高端內(nèi)存。用戶(hù)進(jìn)程最多只可以訪(fǎng)問(wèn)3G物理內(nèi)存，而內(nèi)核進(jìn)程可以訪(fǎng)問(wèn)所有物理內(nèi)存。

2、64位內(nèi)核中有高端內(nèi)存嗎？

目前現(xiàn)實(shí)中，64位Linux內(nèi)核不存在高端內(nèi)存，因?yàn)?4位內(nèi)核可以支持超過(guò)512GB內(nèi)存。若機(jī)器安裝的物理內(nèi)存超過(guò)內(nèi)核地址空間范圍，就會(huì)存在高端內(nèi)存。

3、用戶(hù)進(jìn)程能訪(fǎng)問(wèn)多少物理內(nèi)存？?jī)?nèi)核代碼能訪(fǎng)問(wèn)多少物理內(nèi)存？

32位系統(tǒng)用戶(hù)進(jìn)程最大可以訪(fǎng)問(wèn)3GB，內(nèi)核代碼可以訪(fǎng)問(wèn)所有物理內(nèi)存。

64位系統(tǒng)用戶(hù)進(jìn)程最大可以訪(fǎng)問(wèn)超過(guò)512GB，內(nèi)核代碼可以訪(fǎng)問(wèn)所有物理內(nèi)存。

4、高端內(nèi)存和物理地址、邏輯地址、線(xiàn)性地址的關(guān)系？

高端內(nèi)存只和邏輯地址有關(guān)系，和邏輯地址、物理地址沒(méi)有直接關(guān)系。

5、為什么不把所有的地址空間都分配給內(nèi)核？

若把所有地址空間都給內(nèi)存，那么用戶(hù)進(jìn)程怎么使用內(nèi)存？怎么保證內(nèi)核使用內(nèi)存和用戶(hù)進(jìn)程不起沖突？

（1）讓我們忽略L(fǎng)inux對(duì)段式內(nèi)存映射的支持。 在保護(hù)模式下，我們知道無(wú)論CPU運(yùn)行于用戶(hù)態(tài)還是核心態(tài)，CPU執(zhí)行程序所訪(fǎng)問(wèn)的地址都是虛擬地址，MMU 必須通過(guò)讀取控制寄存器CR3中的值作為當(dāng)前頁(yè)面目錄的指針，進(jìn)而根據(jù)分頁(yè)內(nèi)存映射機(jī)制（參看相關(guān)文檔）將該虛擬地址轉(zhuǎn)換為真正的物理地址才能讓CPU真 正的訪(fǎng)問(wèn)到物理地址。

（2）對(duì)于32位的Linux，其每一個(gè)進(jìn)程都有4G的尋址空間，但當(dāng)一個(gè)進(jìn)程訪(fǎng)問(wèn)其虛擬內(nèi)存空間中的某個(gè)地址時(shí)又是怎樣實(shí)現(xiàn)不與其它進(jìn)程的虛擬空間混淆 的呢？每個(gè)進(jìn)程都有其自身的頁(yè)面目錄PGD，Linux將該目錄的指針存放在與進(jìn)程對(duì)應(yīng)的內(nèi)存結(jié)構(gòu)task_struct.(struct mm_struct)mm->pgd中。每當(dāng)一個(gè)進(jìn)程被調(diào)度（schedule()）即將進(jìn)入運(yùn)行態(tài)時(shí)，Linux內(nèi)核都要用該進(jìn)程的PGD指針設(shè) 置CR3（switch_mm()）。

（3）當(dāng)創(chuàng)建一個(gè)新的進(jìn)程時(shí)，都要為新進(jìn)程創(chuàng)建一個(gè)新的頁(yè)面目錄PGD，并從內(nèi)核的頁(yè)面目錄swapper_pg_dir中復(fù)制內(nèi)核區(qū)間頁(yè)面目錄項(xiàng)至新建進(jìn)程頁(yè)面目錄PGD的相應(yīng)位置，具體過(guò)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))這樣一來(lái)，每個(gè)進(jìn)程的頁(yè)面目錄就分成了兩部分，第一部分為“用戶(hù)空間”，用來(lái)映射其整個(gè)進(jìn)程空間（0x0000 0000－0xBFFF FFFF）即3G字節(jié)的虛擬地址；第二部分為“系統(tǒng)空間”，用來(lái)映射（0xC000 0000－0xFFFF FFFF）1G字節(jié)的虛擬地址?？梢钥闯鯨inux系統(tǒng)中每個(gè)進(jìn)程的頁(yè)面目錄的第二部分是相同的，所以從進(jìn)程的角度來(lái)看，每個(gè)進(jìn)程有4G字節(jié)的虛擬空間， 較低的3G字節(jié)是自己的用戶(hù)空間，最高的1G字節(jié)則為與所有進(jìn)程以及內(nèi)核共享的系統(tǒng)空間。

（4）現(xiàn)在假設(shè)我們有如下一個(gè)情景：在進(jìn)程A中通過(guò)系統(tǒng)調(diào)用sethostname(const char *name,seze_t len)設(shè)置計(jì)算機(jī)在網(wǎng)絡(luò)中的“主機(jī)名”.在該情景中我們勢(shì)必涉及到從用戶(hù)空間向內(nèi)核空間傳遞數(shù)據(jù)的問(wèn)題，name是用戶(hù)空間中的地址，它要通過(guò)系統(tǒng)調(diào)用設(shè)置到內(nèi)核中的某個(gè)地址中。讓我們看看這個(gè) 過(guò)程中的一些細(xì)節(jié)問(wèn)題：系統(tǒng)調(diào)用的具體實(shí)現(xiàn)是將系統(tǒng)調(diào)用的參數(shù)依次存入寄存器ebx,ecx,edx,esi,edi（最多5個(gè)參數(shù)，該情景有兩個(gè) name和len），接著將系統(tǒng)調(diào)用號(hào)存入寄存器eax，然后通過(guò)中斷指令“int 80”使進(jìn)程A進(jìn)入系統(tǒng)空間。由于進(jìn)程的CPU運(yùn)行級(jí)別小于等于為系統(tǒng)調(diào)用設(shè)置的陷阱門(mén)的準(zhǔn)入級(jí)別3，所以可以暢通無(wú)阻的進(jìn)入系統(tǒng)空間去執(zhí)行為int 80設(shè)置的函數(shù)指針system_call()。由于system_call()屬于內(nèi)核空間，其運(yùn)行級(jí)別DPL為0，CPU要將堆棧切換到內(nèi)核堆棧，即 進(jìn)程A的系統(tǒng)空間堆棧。我們知道內(nèi)核為新建進(jìn)程創(chuàng)建task_struct結(jié)構(gòu)時(shí)，共分配了兩個(gè)連續(xù)的頁(yè)面，即8K的大小，并將底部約1k的大小用于 task_struct（如#define alloc_task_struct() ((struct task_struct *) __get_free_pages(GFP_KERNEL,1))）,而其余部分內(nèi)存用于系統(tǒng)空間的堆?？臻g，即當(dāng)從用戶(hù)空間轉(zhuǎn)入系統(tǒng)空間時(shí)，堆棧指針 esp變成了（alloc_task_struct()+8192），這也是為什么系統(tǒng)空間通常用宏定義current（參看其實(shí)現(xiàn)）獲取當(dāng)前進(jìn)程的 task_struct地址的原因。每次在進(jìn)程從用戶(hù)空間進(jìn)入系統(tǒng)空間之初，系統(tǒng)堆棧就已經(jīng)被依次壓入用戶(hù)堆棧SS、用戶(hù)堆棧指針ESP、EFLAGS、 用戶(hù)空間CS、EIP，接著system_call()將eax壓入，再接著調(diào)用SAVE_ALL依次壓入ES、DS、EAX、EBP、EDI、ESI、 EDX、ECX、EBX，然后調(diào)用sys_call_table+4*%EAX，本情景為sys_sethostname()。

（5）在sys_sethostname()中，經(jīng)過(guò)一些保護(hù)考慮后，調(diào)用copy_from_user(to,from,n），其中to指向內(nèi)核空間 system_utsname.nodename，譬如0xE625A000，from指向用戶(hù)空間譬如0x8010FE00?，F(xiàn)在進(jìn)程A進(jìn)入了內(nèi)核，在 系統(tǒng)空間中運(yùn)行，MMU根據(jù)其PGD將虛擬地址完成到物理地址的映射，最終完成從用戶(hù)空間到系統(tǒng)空間數(shù)據(jù)的復(fù)制。準(zhǔn)備復(fù)制之前內(nèi)核先要確定用戶(hù)空間地址和 長(zhǎng)度的合法性，至于從該用戶(hù)空間地址開(kāi)始的某個(gè)長(zhǎng)度的整個(gè)區(qū)間是否已經(jīng)映射并不去檢查，如果區(qū)間內(nèi)某個(gè)地址未映射或讀寫(xiě)權(quán)限等問(wèn)題出現(xiàn)時(shí)，則視為壞地址， 就產(chǎn)生一個(gè)頁(yè)面異常，讓頁(yè)面異常服務(wù)程序處理。過(guò)程如 下：copy_from_user()->generic_copy_from_user()->access_ok()+__copy_user_zeroing().

（6）小結(jié)：*進(jìn)程尋址空間0~4G??*進(jìn)程在用戶(hù)態(tài)只能訪(fǎng)問(wèn)0~3G，只有進(jìn)入內(nèi)核態(tài)才能訪(fǎng)問(wèn)3G~4G??*進(jìn)程通過(guò)系統(tǒng)調(diào)用進(jìn)入內(nèi)核態(tài)*每個(gè)進(jìn)程虛擬空間的3G~4G部分是相同的??*進(jìn)程從用戶(hù)態(tài)進(jìn)入內(nèi)核態(tài)不會(huì)引起CR3的改變但會(huì)引起堆棧的改變Linux 簡(jiǎn)化了分段機(jī)制，使得虛擬地址與線(xiàn)性地址總是一致，因此，Linux的虛擬地址空間也為0～4G。Linux內(nèi)核將這4G字節(jié)的空間分為兩部分。將最高的 1G字節(jié)（從虛擬地址0xC0000000到0xFFFFFFFF），供內(nèi)核使用，稱(chēng)為“內(nèi)核空間”。而將較低的3G字節(jié)（從虛擬地址 0x00000000到0xBFFFFFFF），供各個(gè)進(jìn)程使用，稱(chēng)為“用戶(hù)空間）。因?yàn)槊總€(gè)進(jìn)程可以通過(guò)系統(tǒng)調(diào)用進(jìn)入內(nèi)核，因此，Linux內(nèi)核由系統(tǒng) 內(nèi)的所有進(jìn)程共享。于是，從具體進(jìn)程的角度來(lái)看，每個(gè)進(jìn)程可以擁有4G字節(jié)的虛擬空間。?? ?Linux使用兩級(jí)保護(hù)機(jī)制：0級(jí)供內(nèi)核使用，3級(jí)供用戶(hù)程序使用。從圖中可以看出（這里無(wú)法表示圖），每個(gè)進(jìn)程有各自的私有用戶(hù)空間（0～3G），這個(gè)空間對(duì)系統(tǒng)中的其他進(jìn)程是不可見(jiàn)的。最高的1GB字節(jié)虛擬內(nèi)核空間則為所有進(jìn)程以及內(nèi)核所共享。

1．虛擬內(nèi)核空間到物理空間的映射

內(nèi)核空間中存放的是內(nèi)核代碼和數(shù)據(jù)，而進(jìn)程的用戶(hù)空間中存放的是用戶(hù)程序的代碼和數(shù)據(jù)。不管是內(nèi)核空間還是用戶(hù)空間，它們都處于虛擬空間中。讀者會(huì)問(wèn)，系 統(tǒng)啟動(dòng)時(shí)，內(nèi)核的代碼和數(shù)據(jù)不是被裝入到物理內(nèi)存嗎？它們?yōu)槭裁匆蔡幱谔摂M內(nèi)存中呢？這和編譯程序有關(guān)，后面我們通過(guò)具體討論就會(huì)明白這一點(diǎn)。

雖 然內(nèi)核空間占據(jù)了每個(gè)虛擬空間中的最高1GB字節(jié)，但映射到物理內(nèi)存卻總是從最低地址（0x00000000）開(kāi)始。對(duì)內(nèi)核空間來(lái)說(shuō)，其地址映射是很簡(jiǎn)單 的線(xiàn)性映射，0xC0000000就是物理地址與線(xiàn)性地址之間的位移量，在Linux代碼中就叫做PAGE_OFFSET。

我們來(lái)看一下在include/asm/i386/page.h中對(duì)內(nèi)核空間中地址映射的說(shuō)明及定義：/** This handles the memory map.. We could make this a config* option, but too many people screw it up, and too few need* it.** A __PAGE_OFFSET of 0xC0000000 means that the kernel has* a virtual address space of one gigabyte, which limits the* amount of physical memory you can use to about 950MB.?** If you want more physical memory than this then see the CONFIG_HIGHMEM4G* and CONFIG_HIGHMEM64G options in the kernel configuration.*/#define __PAGE_OFFSET ???????? ?(0xC0000000)……#define PAGE_OFFSET ????????????((unsigned long)__PAGE_OFFSET)#define __pa(x) ?????????????? ?((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)#define __va(x) ?????????????? ?((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))源 代碼的注釋中說(shuō)明，如果你的物理內(nèi)存大于950MB，那么在編譯內(nèi)核時(shí)就需要加CONFIG_HIGHMEM4G和CONFIG_HIGHMEM64G選 項(xiàng)，這種情況我們暫不考慮。如果物理內(nèi)存小于950MB，則對(duì)于內(nèi)核空間而言，給定一個(gè)虛地址x，其物理地址為“x- PAGE_OFFSET”，給定一個(gè)物理地址x，其虛地址為“x+ PAGE_OFFSET”。

這里再次說(shuō)明，宏__pa()僅僅把一個(gè)內(nèi)核空間的虛地址映射到物理地址，而決不適用于用戶(hù)空間，用戶(hù)空間的地址映射要復(fù)雜得多。

2．內(nèi)核映像

在下面的描述中，我們把內(nèi)核的代碼和數(shù)據(jù)就叫內(nèi)核映像（kernel image）。當(dāng)系統(tǒng)啟動(dòng)時(shí)，Linux內(nèi)核映像被安裝在物理地址0x00100000開(kāi)始的地方，即1MB開(kāi)始的區(qū)間(第1M留作它用)。然而，在正常 運(yùn)行時(shí)， 整個(gè)內(nèi)核映像應(yīng)該在虛擬內(nèi)核空間中，因此，連接程序在連接內(nèi)核映像時(shí)，在所有的符號(hào)地址上加一個(gè)偏移量PAGE_OFFSET，這樣，內(nèi)核映像在內(nèi)核空間 的起始地址就為0xC0100000。

例如，進(jìn)程的頁(yè)目錄PGD（屬于內(nèi)核數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)）就處于內(nèi)核空間中。在進(jìn)程切換時(shí)，要將寄存器CR3設(shè)置成指 向新進(jìn)程的頁(yè)目錄PGD，而該目錄的起始地址在內(nèi)核空間中是虛地址，但CR3所需要的是物理地址，這時(shí)候就要用__pa()進(jìn)行地址轉(zhuǎn)換。在 mm_context.h中就有這么一行語(yǔ)句：asm volatile(“movl %0,%%cr3”: :”r” (__pa(next->pgd));

這是一行嵌入式匯編代碼，其含義是將下一個(gè)進(jìn)程的頁(yè)目錄起始地址next_pgd，通過(guò)__pa()轉(zhuǎn)換成物理地址，存放在某個(gè)寄存器中，然后用mov指令將其寫(xiě)入CR3寄存器中。經(jīng)過(guò)這行語(yǔ)句的處理，CR3就指向新進(jìn)程next的頁(yè)目錄表PGD了