linux 内存管理之kmalloc
t_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 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 用此结构作为参数调用了 free_area_init_node() 函数,在这个函数中 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.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, |
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