linux - 内核虚拟地址如何准确地转换为物理RAM？

Question

从表面上看，这似乎是一个愚蠢的问题。请耐心点.. :-)
我将这个qs分为两部分:

第1部分:
我完全理解平台RAM已映射到内核段。尤其是在64位系统上，效果很好。因此，每个内核虚拟地址的确只是物理内存(DRAM)的偏移量。

另外，据我了解，由于Linux是现代的虚拟内存操作系统，(几乎)所有地址都被视为虚拟地址，必须在运行时通过硬件(TLB/MMU)“运行”，然后由TLB/MMU进行翻译通过内核分页表。再次，对于用户模式过程来说很容易理解。

但是，内核虚拟地址呢？为了提高效率，直接映射这些映射会更简单(并且确实从PAGE_OFFSET开始设置了身份映射)。但是仍然，在运行时，内核虚拟地址必须通过TLB/MMU进入并正确翻译？确实是这样吗？还是内核虚拟地址转换只是偏移量计算？ (但是，如何才能实现，因为我们必须通过硬件TLB/MMU进行？)。作为一个简单的例子，让我们考虑:

char *kptr = kmalloc(1024, GFP_KERNEL);

现在，kptr是内核虚拟地址。
我知道virt_to_phys()可以执行偏移量计算并返回物理DRAM地址。
但是，这是一个实际问题:这不能通过软件以这种方式完成-令人遗憾的是，这太慢了!因此，回到我之前的观点:必须通过硬件(TLB/MMU)进行翻译。
真的是这样吗？

第2部分:
好的，可以说是这种情况，并且我们确实在内核中使用分页来执行此操作，当然，我们必须设置内核分页表。我了解它的根源是swapper_pg_dir。

(我也知道vmalloc()与kmalloc()不同，这是特例-它是一个纯虚拟区域，仅在页面错误时才由物理帧支持)。

如果(在第1部分中)我们确实得出结论，内核虚拟地址转换是通过内核分页表完成的，那么内核分页表(swapper_pg_dir)究竟是如何“附加”或“映射”到用户模式进程的呢？这应该在上下文切换代码中发生吗？怎么样？哪里？

例如。
在x86_64上，两个进程A和B处于 Activity 状态，即1 cpu。
A正在运行，因此它是规范较高的地址0xFFFF8000 00000000 through 0xFFFFFFFF FFFFFFFF“映射”到内核段，它是标准的下位地址0x0 through 0x00007FFF FFFFFFFF映射到它的私有(private)用户空间。

现在，如果我们上下文切换A-> B，则进程B的下规范区域是唯一的，但是
它必须“映射”到相同的内核!
这到底是怎么发生的？我们如何“自动”引用内核分页表时
在内核模式下？还是那是错误的说法？

多谢您的耐心配合，我们将不胜感激!

Answer 1

首先介绍一下背景。

这个区域之间存在很大的潜在差异
建筑，但是原始海报表明他主要是
对x86和ARM感兴趣，它们具有几个特征:

没有硬件段或虚拟地址空间的类似分区(当Linux使用时)

硬件页表遍历

多种页面大小

物理标记的缓存(至少在现代ARM上)

因此，如果我们将自己限制在那些系统上，它将使事情变得更简单。

一旦启用了MMU，通常就不会关闭它。所以所有的CPU
地址是虚拟的，并将转换为物理地址
使用MMU。 MMU首先会在
TLB，并且只有在TLB中找不到它时，它才会引用
页表-TLB是页表的缓存-因此我们可以
忽略TLB进行此讨论。

页表
描述整个虚拟的32或64位地址空间，并包括
像这样的信息:

虚拟地址是否有效

处理器必须处于哪种模式才能使其有效

特殊属性，用于内存映射的硬件寄存器

和要使用

的物理地址

Linux将虚拟地址空间分为两部分:下半部分是
用于用户流程，并且虚拟的与物理的不同
每个过程的映射。上半部分用于内核，
并且即使在不同用户之间切换时，映射也相同
流程。这使事情变得简单，因为地址明确地在
用户或内核空间，在以下情况下无需更改页表
进入或离开内核，内核可以简单地取消引用
指向用户空间的指针
当前的用户进程。通常在32位处理器上，拆分为3G
user/1G内核，尽管这可能有所不同。内核部分的页面
仅当处理器时，地址空间的标记为可访问
处于内核模式，以防止用户进程可以访问它们。
内核地址空间中标识映射到RAM的部分
(内核逻辑地址)将在可能的情况下使用大页面进行映射，
这可以使页表变小，但更重要的是
减少了TLB丢失的次数。

内核启动时，它将为自己创建一个单页表
(swapper_pg_dir)，它仅描述了
虚拟地址空间，并且没有针对用户部分的映射
地址空间。然后，每次用户进程创建一个新页面
该过程将生成表格，其中描述的部分
每个这些页表中的内核内存都相同。这可能是
通过复制swapper_pg_dir的所有相关部分来完成，但是
因为页表通常是树形结构，所以内核是
经常能够嫁接描述树的部分
从swapper_pg_dir到每个页表的内核地址空间
用户流程，只需复制一些内容即可
页表结构。以及更有效的存储(可能
缓存)的使用情况，可以更轻松地保持映射的一致性。这个
是内核和用户虚拟机之间 split 的原因之一
地址空间只能出现在某些地址。

要了解如何针对特定架构完成此操作，请参阅pgd_alloc()的实现。例如ARM
(arch/arm/mm/pgd.c)使用:

pgd_t *pgd_alloc(struct mm_struct *mm)
{
    ...
    init_pgd = pgd_offset_k(0);
    memcpy(new_pgd + USER_PTRS_PER_PGD, init_pgd + USER_PTRS_PER_PGD,
               (PTRS_PER_PGD - USER_PTRS_PER_PGD) * sizeof(pgd_t));
    ...
}

要么
x86(arch/x86/mm/pgtable.c)pgd_alloc()调用pgd_ctor():

static void pgd_ctor(struct mm_struct *mm, pgd_t *pgd)
{
    /* If the pgd points to a shared pagetable level (either the
       ptes in non-PAE, or shared PMD in PAE), then just copy the
       references from swapper_pg_dir. */
        ...
        clone_pgd_range(pgd + KERNEL_PGD_BOUNDARY,
                swapper_pg_dir + KERNEL_PGD_BOUNDARY,
                KERNEL_PGD_PTRS);
    ...
}

因此，回到原始问题:

第1部分:TLB/MMU是否真的翻译了内核虚拟地址？

是。

第2部分:swapper_pg_dir如何“附加”到用户模式进程。

所有页表(swapper_pg_dir还是用于用户进程的页表)
对于用于内核虚拟的部分具有相同的映射
地址。因此，随着内核上下文在用户进程之间切换，
更改当前页表，内核部分的映射
的地址空间保持不变。