linux 内存管理之kmalloc

　　正是有了这种映射关系,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,正是了有了这种映射,且固定不变,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）.正是有了这种映射关系,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.

　　另一篇更容易理解的：

　　kmalloc, vmalloc分配的内存结构 zz2008-01-20 16:05进程空间：| <-用户空间-> | <-内核空间-> |

　　内核空间：| <-物理内存映射区-> | <-vmalloc区域-> |

　　==============原文================================

　　对于提供了MMU（存储管理器,辅助操作系统进行内存管理,提供虚实地址转换等硬件支持）的处理器而言,Linux提供了复杂的存储管理系统,进程所能访问的内存达到4GB.

　　进程的4GB内存空间被人为的分为两个部分--用户空间与内核空间.用户空间地址分布从0到3GB(PAGE_OFFSET,在0x86中它等于0xC0000000),3GB到4GB为内核空间.

　　内核空间中,从3G到vmalloc_start这段地址是物理内存映射区域（该区域中包含了内核镜像、物理页框表mem_map等等）,比如我们使用 的 VMware虚拟系统内存是160M,那么3G～3G 160M这片内存就应该映射物理内存.在物理内存映射区之后,就是vmalloc区域.对于 160M的系统而言,vmalloc_start位置应在3G 160M附近（在物理内存映射区与vmalloc_start期间还存在一个8M的gap 来防止跃界）,vmalloc_end的位置接近4G(位置系统会保留一片128k大小的区域用于专用页面映射)

　　kmalloc和get_free_page申请的内存位于物理内存映射区域,在物理上也是连续的,它们与真实的物理地址只有一个固定的偏移,因此存在较简单的转换关系,virt_to_phys()可以实现内核虚拟地址转化为物理地址：

　　#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)

　　extern inline unsigned long virt_to_phys(volatile void * address)

　　{

　　return __pa(address);

　　}

　　上面转换过程是将虚拟地址减去3G（PAGE_OFFSET=0XC000000）.

　　与之对应的函数为phys_to_virt(),将内核物理地址转化为虚拟地址：

　　#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x) PAGE_OFFSET))

　　extern inline void * phys_to_virt(unsigned long address)

　　{

　　return __va(address);

　　}

　　virt_to_phys()和phys_to_virt()都定义在includeasm-i386io.h中.

　　而vmalloc申请的内存则位于vmalloc_start～vmalloc_end之间,与物理地址没有简单的转换关系,虽然在逻辑上它们也是连续的,但是在物理上它们不要求连续.

　　我们用下面的程序来演示kmalloc、get_free_page和vmalloc的区别：

　　#include <linux/module.h>

　　#include <linux/slab.h>

　　#include <linux/vmalloc.h>

　　MODULE_LICENSE("GPL");

　　unsigned char *pagemem;

　　unsigned char *kmallocmem;

　　unsigned char *vmallocmem;

　　int __init mem_module_init(void)

　　{

　　//

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