kernel 中如何访问管理pci memory

albcamus

原帖由 Solaris12 于 2009-4-15 00:31 发表


对于32位x86来说，每个用户进程独立的页表里应该都包含内核内存的映射，也就是说所有用户进程4G地址空间里，3G-4G是共享内核的地址空间。假设一个机器只有896M内存，如果内核一上来就把他们都映射到3G-4G之 ...

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http://linux.chinaunix.net/bbs/viewthread.php?tid=690010

Solaris12

原帖由 javacool 于 2009-4-15 09:55 发表
而这种映射并不妨碍用户空间映射相同的地址。只要内核不会写已经被用户空间映射的物理内存就好了 ...

哈哈，我终于明白自己的问题在哪里了。

我对内存映射的理解有个严重的错误就是没有意识到 va ->pa的影射是多对一的，我以前的潜意识认为是一对一的。

所以这896M映射给kernel并不影响其中任意一块儿内存再影射到用户空间。

唉，这个错误概念真得害死人啊。

Solaris12

原帖由 albcamus 于 2009-4-15 10:42 发表


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谢谢你这个帖子，不过我的问题和这个帖子关系不大。

我以前不理解的是在0-896M物理内存为什么既可以影射到3-4G的内核虚拟地址空间，又可以影射到0-3G的虚拟用户地址空间。

现在终于明白了，只不过是在页表里有多条不同va到相同pa的记录罢了，一个低级错误却困扰我这么長时间，见笑了。

albcamus

> 而这种映射并不妨碍用户空间映射相同的地址。只要内核不会写已经被用户空间映射的物理内存就好了 ...

多个va对应一个pa的情况， 有例子吗？  我没看到内核里有这样的代码。

Solaris12

原帖由 albcamus 于 2009-4-15 13:06 发表
> 而这种映射并不妨碍用户空间映射相同的地址。只要内核不会写已经被用户空间映射的物理内存就好了 ...

多个va对应一个pa的情况， 有例子吗？  我没看到内核里有这样的代码。

Solaris里面的例子就是bp_mapin， 允许把在0-3G的用户空间的地址影射到内存空间。

例如你dd 数据到磁盘设备，实际上ioctl下来就需要调用这个。

Linux的情况应该类似吧。

另外，之前说了，一个只有512M物理内存的系统，影射到3G-4G的内核空间后，当用户进程分配内存时，又需要使用其中一部分物理内存把它们影射入用户地址空间(0-3G), 这时内核中的一个页表就维护了两条影射。

另外多进程之间，不同进程共享库的情况，其实也是多个VA到一个PA，只不过这些记录是在各自进程的页表里，所以更容易理解罢了。

[ 本帖最后由 Solaris12 于 2009-4-15 13:56 编辑 ]

albcamus

> 一个只有512M物理内存的系统，影射到3G-4G的内核空间后

内核只有在需要的时候才去映射， 且必是1：1映射。  不需要的时候， 空闲的物理地址就是空闲的，不对应内核页表里的entry

Solaris12

原帖由 albcamus 于 2009-4-15 17:00 发表
> 一个只有512M物理内存的系统，影射到3G-4G的内核空间后

内核只有在需要的时候才去映射， 且必是1：1映射。  不需要的时候， 空闲的物理地址就是空闲的，不对应内核页表里的entry

1. 恩，这个说法和前面几个人的说法不同啊，究竟哪个是正确的，有人可以证实一下吗？

2. 不过不论那种说法，其实也不矛盾，当内核需要访问用户空间的内存时，必然要建立一条新的影射，这样就页表就有两个记录，一个是用户VA到PA的，一个是内核VA到PA的。

eexplorer

原帖由 albcamus 于 2009-4-15 17:00 发表
> 一个只有512M物理内存的系统，影射到3G-4G的内核空间后

内核只有在需要的时候才去映射， 且必是1：1映射。  不需要的时候， 空闲的物理地址就是空闲的，不对应内核页表里的entry

内核在初始化的时候是会把512M的物理内存全部映射到3G~4G的内核空间的（see kernel_physical_mapping_init() for details).

这样通过buddy system分配出来的物理页，kernel可以很简单的把phy_addr＋PAGE_OFFSET得到virtual addr,进行访问。

eexplorer

用户虚拟空间才是在需要的时候作映射

page fault -> if legal access, alloc page from buddy system and setup page table entry.

albcamus

原帖由 Solaris12 于 2009-4-15 21:31 发表


1. 恩，这个说法和前面几个人的说法不同啊，究竟哪个是正确的，有人可以证实一下吗？

2. 不过不论那种说法，其实也不矛盾，当内核需要访问用户空间的内存时，必然要建立一条新的影射，这样就页表就有两个 ...

我坚信自己是对的（虽然我是mm盲惭愧惭愧），除非有人从代码上反驳我。 因为从道理上讲， kernel为什么那么蠢， 一上来就把可用内存全给映射了？ 没必要嘛。


至于2， 内核和应用使用的是同一个页表（每个进程的 > PAGE_OFFSET的虚拟地址区间， 其页表都是一样的， 也就是所谓的“内核页表”。 ） 这就是为什么内核可以直接访问用户空间， 而不需要重新映射它们对应的物理页到内核地址。

试想， 内核得到用户传来的， void *p，需要访问它，难道：

1） 查页表，知道物理page；
2） map 这个page到kernel的某个地址
3） 用新map的kernel地址去访问

我觉得这太蠢了，任何一个OS都不会这样。