在設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序中動(dòng)態(tài)開(kāi)辟內(nèi)存，不是用malloc，而是kmalloc，或者用get_free_pages直接申請(qǐng)頁(yè)。釋放內(nèi)存用的是kfree，或free_pages.
對(duì)于提供了MMU（存儲(chǔ)管理器，輔助操作系統(tǒng)進(jìn)行內(nèi)存管理，提供虛實(shí)地址轉(zhuǎn)換等硬件支持）的處理器而言，Linux提供了復(fù)雜的存儲(chǔ)管理系統(tǒng)，使得進(jìn)程所能訪問(wèn)的內(nèi)存達(dá)到4GB。
進(jìn)程的4GB內(nèi)存空間被人為的分為兩個(gè)部分--用戶空間與內(nèi)核空間。用戶空間地址分布從0到3GB(PAGE_OFFSET，在0x86中它等于0xC0000000)，3GB到4GB為內(nèi)核空間。
內(nèi)核空間中，從3G到vmalloc_start這段地址是物理內(nèi)存映射區(qū)域（該區(qū)域中包含了內(nèi)核鏡像、物理頁(yè)框表mem_map等等），比如我們使用的 VMware虛擬系統(tǒng)內(nèi)存是160M，那么3G～3G+160M這片內(nèi)存就應(yīng)該映射物理內(nèi)存。在物理內(nèi)存映射區(qū)之后，就是vmalloc區(qū)域。對(duì)于 160M的系統(tǒng)而言，vmalloc_start位置應(yīng)在3G+160M附近（在物理內(nèi)存映射區(qū)與vmalloc_start期間還存在一個(gè)8M的gap 來(lái)防止躍界），vmalloc_end的位置接近4G(最后位置系統(tǒng)會(huì)保留一片128k大小的區(qū)域用于專用頁(yè)面映射)
kmalloc和get_free_page申請(qǐng)的內(nèi)存位于物理內(nèi)存映射區(qū)域，而且在物理上也是連續(xù)的，它們與真實(shí)的物理地址只有一個(gè)固定的偏移，因此存在較簡(jiǎn)單的轉(zhuǎn)換關(guān)系，virt_to_phys()可以實(shí)現(xiàn)內(nèi)核虛擬地址轉(zhuǎn)化為物理地址：
#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)
extern inline unsigned long virt_to_phys(volatile void * address)
{
return __pa(address);
}
上面轉(zhuǎn)換過(guò)程是將虛擬地址減去3G（PAGE_OFFSET=0XC000000）。
與之對(duì)應(yīng)的函數(shù)為phys_to_virt()，將內(nèi)核物理地址轉(zhuǎn)化為虛擬地址：
#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()都定義在include\asm-i386\io.h中。
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1、kmalloc() 分配連續(xù)的物理地址，用于小內(nèi)存分配。
2、__get_free_page() 分配連續(xù)的物理地址，用于整頁(yè)分配。
至于為什么說(shuō)以上函數(shù)分配的是連續(xù)的物理地址和返回的到底是物理地址還是虛擬地址，下面的記錄會(huì)做出解釋。
kmalloc() 函數(shù)本身是基于 slab 實(shí)現(xiàn)的。slab 是為分配小內(nèi)存提供的一種高效機(jī)制。但 slab 這種分配機(jī)制又不是獨(dú)立的，它本身也是在頁(yè)分配器的基礎(chǔ)上來(lái)劃分更細(xì)粒度的內(nèi)存供調(diào)用者使用。也就是說(shuō)系統(tǒng)先用頁(yè)分配器分配以頁(yè)為最小單位的連續(xù)物理地址，然后 kmalloc() 再在這上面根據(jù)調(diào)用者的需要進(jìn)行切分。
關(guān)于以上論述，我們可以查看 kmalloc() 的實(shí)現(xiàn)，kmalloc()函數(shù)的實(shí)現(xiàn)是在 __do_kmalloc() 中，可以看到在 __do_kmalloc()代碼里最終調(diào)用了 __cache_alloc() 來(lái)分配一個(gè) slab，其實(shí)
kmem_cache_alloc() 等函數(shù)的實(shí)現(xiàn)也是調(diào)用了這個(gè)函數(shù)來(lái)分配新的 slab。我們按照 __cache_alloc()函數(shù)的調(diào)用路徑一直跟蹤下去會(huì)發(fā)現(xiàn)在 cache_grow() 函數(shù)中使用了 kmem_getpages()函數(shù)來(lái)分配一個(gè)物理頁(yè)面，kmem_getpages() 函數(shù)中調(diào)用的alloc_pages_node() 最終是使用 __alloc_pages() 來(lái)返回一個(gè)struct page 結(jié)構(gòu)，而這個(gè)結(jié)構(gòu)正是系統(tǒng)用來(lái)描述物理頁(yè)面的。這樣也就證實(shí)了上面所說(shuō)的，slab 是在物理頁(yè)面基礎(chǔ)上實(shí)現(xiàn)的。kmalloc() 分配的是物理地址。
__get_free_page() 是頁(yè)面分配器提供給調(diào)用者的最底層的內(nèi)存分配函數(shù)。它分配連續(xù)的物理內(nèi)存。__get_free_page() 函數(shù)本身是基于 buddy 實(shí)現(xiàn)的。在使用 buddy 實(shí)現(xiàn)的物理內(nèi)存管理中最小分配粒度是以頁(yè)為單位的。關(guān)于以上論述，我們可以查看__get_free_page()的實(shí)現(xiàn)，可以看到__get_free_page()函數(shù)只是一個(gè)非常簡(jiǎn)單的封狀，它的整個(gè)函數(shù)實(shí)現(xiàn)就是無(wú)條件的調(diào)用 __alloc_pages() 函數(shù)來(lái)分配物理內(nèi)存，上面記錄 kmalloc()實(shí)現(xiàn)時(shí)也提到過(guò)是在調(diào)用 __alloc_pages() 函數(shù)來(lái)分配物理頁(yè)面的前提下進(jìn)行的 slab 管理。那么這個(gè)函數(shù)是如何分配到物理頁(yè)面又是在什么區(qū)域中進(jìn)行分配的？回答這個(gè)問(wèn)題只能看下相關(guān)的實(shí)現(xiàn)。可以看到在 __alloc_pages() 函數(shù)中，多次嘗試調(diào)用get_page_from_freelist() 函數(shù)從 zonelist 中取得相關(guān) zone，并從其中返回一個(gè)可用的 struct page 頁(yè)面（這里的有些調(diào)用分支是因?yàn)闃?biāo)志不同）。至此，可以知道一個(gè)物理頁(yè)面的分配是從 zonelist（一個(gè) zone 的結(jié)構(gòu)數(shù)組）中的 zone 返回的。那么 zonelist/zone 是如何與物理頁(yè)面關(guān)聯(lián)，又是如何初始化的呢？繼續(xù)來(lái)看 free_area_init_nodes() 函數(shù)，此函數(shù)在系統(tǒng)初始化時(shí)由 zone_sizes_init() 函數(shù)間接調(diào)用的，zone_sizes_init()函數(shù)填充了三個(gè)區(qū)域：ZONE_DMA，ZONE_NORMAL，ZONE_HIGHMEM。并把他們作為參數(shù)調(diào)用 free_area_init_nodes()，在這個(gè)函數(shù)中會(huì)分配一個(gè) pglist_data 結(jié)構(gòu)，此結(jié)構(gòu)中包含了 zonelist/zone結(jié)構(gòu)和一個(gè) struct page 的物理頁(yè)結(jié)構(gòu)，在函數(shù)最后用此結(jié)構(gòu)作為參數(shù)調(diào)用了 free_area_init_node() 函數(shù)，在這個(gè)函數(shù)中首先使用 calculate_node_totalpages() 函數(shù)標(biāo)記 pglist_data 相關(guān)區(qū)域，然后調(diào)用 alloc_node_mem_map() 函數(shù)初始化 pglist_data結(jié)構(gòu)中的 struct page 物理頁(yè)。最后使用 free_area_init_core()函數(shù)關(guān)聯(lián) pglist_data 與 zonelist。現(xiàn)在通以上分析已經(jīng)明確了__get_free_page() 函數(shù)分配物理內(nèi)存的流程。但這里又引出了幾個(gè)新問(wèn)題，那就是此函數(shù)分配的物理頁(yè)面是如何映射的？映射到了什么位置？到這里不得不去看下與 VMM 相關(guān)的引導(dǎo)代碼。
在看 VMM 相關(guān)的引導(dǎo)代碼前，先來(lái)看一下 virt_to_phys() 與phys_to_virt 這兩個(gè)函數(shù)。顧名思義，即是虛擬地址到物理地址和物理地址到虛擬地址的轉(zhuǎn)換。函數(shù)實(shí)現(xiàn)十分簡(jiǎn)單，前者調(diào)用了__pa( address ) 轉(zhuǎn)換虛擬地址到物理地址，后者調(diào)用 __va(addrress ) 將物理地址轉(zhuǎn)換為虛擬地址。再看下 __pa __va 這兩個(gè)宏到底做了什么。
#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)
#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))
通過(guò)上面可以看到僅僅是把地址加上或減去 PAGE_OFFSET，而PAGE_OFFSET 在 x86 下定義為 0xC0000000。這里又引出了疑問(wèn)，在 linux 下寫過(guò) driver 的人都知道，在使用 kmalloc() 與
__get_free_page() 分配完物理地址后，如果想得到正確的物理地址需要使用 virt_to_phys() 進(jìn)行轉(zhuǎn)換。那么為什么要有這一步呢？我們不分配的不就是物理地址么？怎么分配完成還需要轉(zhuǎn)換？如果返回的是虛擬地址，那么根據(jù)如上對(duì) virt_to_phys() 的分析，為什么僅僅對(duì) PAGE_OFFSET 操作就能實(shí)現(xiàn)地址轉(zhuǎn)換呢？虛擬地址與物理地址之間的轉(zhuǎn)換不需要查頁(yè)表么？代著以上諸多疑問(wèn)來(lái)看 VMM 相關(guān)的引導(dǎo)代碼。
直接從 start_kernel() 內(nèi)核引導(dǎo)部分來(lái)查找 VMM 相關(guān)內(nèi)容。可以看到第一個(gè)應(yīng)該關(guān)注的函數(shù)是 setup_arch()，在這個(gè)函數(shù)當(dāng)中使用paging_init() 函數(shù)來(lái)初始化和映射硬件頁(yè)表（在初始化前已有 8M內(nèi)存被映射，在這里不做記錄），而 paging_init() 則是調(diào)用的pagetable_init() 來(lái)完成內(nèi)核物理地址的映射以及相關(guān)內(nèi)存的初始化。在 pagetable_init() 函數(shù)中，首先是一些 PAE/PSE/PGE 相關(guān)判斷與設(shè)置，然后使用 kernel_physical_mapping_init() 函數(shù)來(lái)實(shí)現(xiàn)內(nèi)核物理內(nèi)存的映射。在這個(gè)函數(shù)中可以很清楚的看到，pgd_idx 是以PAGE_OFFSET 為啟始地址進(jìn)行映射的，也就是說(shuō)循環(huán)初始化所有物理地址是以 PAGE_OFFSET 為起點(diǎn)的。繼續(xù)觀察我們可以看到在 PMD 被初始化后，所有地址計(jì)算均是以 PAGE_OFFSET 作為標(biāo)記來(lái)遞增的。分析到這里已經(jīng)很明顯的可以看出，物理地址被映射到以 PAGE_OFFSET 開(kāi)始的虛擬地址空間。這樣以上所有疑問(wèn)就都有了答案。kmalloc() 與__get_free_page() 所分配的物理頁(yè)面被映射到了 PAGE_OFFSET 開(kāi)始的虛擬地址，也就是說(shuō)實(shí)際物理地址與虛擬地址有一組一一對(duì)應(yīng)的關(guān)系，
正是因?yàn)橛辛诉@種映射關(guān)系，對(duì)內(nèi)核以 PAGE_OFFSET 啟始的虛擬地址的分配也就是對(duì)物理地址的分配（當(dāng)然這有一定的范圍，應(yīng)該在 PAGE_OFFSET與 VMALLOC_START 之間，后者為 vmalloc() 函數(shù)分配內(nèi)存的啟始地址）。這也就解釋了為什么 virt_to_phys() 與 phys_to_virt() 函數(shù)的實(shí)現(xiàn)僅僅是加/減 PAGE_OFFSET 即可在虛擬地址與物理地址之間轉(zhuǎn)換，正是因?yàn)榱擞辛诉@種映射，且固定不變，所以才不用去查頁(yè)表進(jìn)行轉(zhuǎn)換。這也同樣回答了開(kāi)始的問(wèn)題，即 kmalloc() / __get_free_page() 分配的是物理地址，而返回的則是虛擬地址（雖然這聽(tīng)上去有些別扭）。正是因?yàn)橛辛诉@種映射關(guān)系，所以需要將它們的返回地址減去 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分配的內(nèi)存結(jié)構(gòu) zz
2008-01-20 16:05
進(jìn)程空間：| <-用戶空間-> | <-內(nèi)核空間-> |
內(nèi)核空間：| <-物理內(nèi)存映射區(qū)-> | <-vmalloc區(qū)域-> |
==============原文================================
對(duì)于提供了MMU（存儲(chǔ)管理器，輔助操作系統(tǒng)進(jìn)行內(nèi)存管理，提供虛實(shí)地址轉(zhuǎn)換等硬件支持）的處理器而言，Linux提供了復(fù)雜的存儲(chǔ)管理系統(tǒng)，使得進(jìn)程所能訪問(wèn)的內(nèi)存達(dá)到4GB。
進(jìn)程的4GB內(nèi)存空間被人為的分為兩個(gè)部分--用戶空間與內(nèi)核空間。用戶空間地址分布從0到3GB(PAGE_OFFSET，在0x86中它等于0xC0000000)，3GB到4GB為內(nèi)核空間。
內(nèi)核空間中，從3G到vmalloc_start這段地址是物理內(nèi)存映射區(qū)域（該區(qū)域中包含了內(nèi)核鏡像、物理頁(yè)框表mem_map等等），比如我們使用 的 VMware虛擬系統(tǒng)內(nèi)存是160M，那么3G～3G+160M這片內(nèi)存就應(yīng)該映射物理內(nèi)存。在物理內(nèi)存映射區(qū)之后，就是vmalloc區(qū)域。對(duì)于 160M的系統(tǒng)而言，vmalloc_start位置應(yīng)在3G+160M附近（在物理內(nèi)存映射區(qū)與vmalloc_start期間還存在一個(gè)8M的gap 來(lái)防止躍界），vmalloc_end的位置接近4G(最后位置系統(tǒng)會(huì)保留一片128k大小的區(qū)域用于專用頁(yè)面映射)
kmalloc和get_free_page申請(qǐng)的內(nèi)存位于物理內(nèi)存映射區(qū)域，而且在物理上也是連續(xù)的，它們與真實(shí)的物理地址只有一個(gè)固定的偏移，因此存在較簡(jiǎn)單的轉(zhuǎn)換關(guān)系，virt_to_phys()可以實(shí)現(xiàn)內(nèi)核虛擬地址轉(zhuǎn)化為物理地址：
#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)
extern inline unsigned long virt_to_phys(volatile void * address)
{
return __pa(address);
}
上面轉(zhuǎn)換過(guò)程是將虛擬地址減去3G（PAGE_OFFSET=0XC000000）。
與之對(duì)應(yīng)的函數(shù)為phys_to_virt()，將內(nèi)核物理地址轉(zhuǎn)化為虛擬地址：
#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()都定義在include\asm-i386\io.h中。
而vmalloc申請(qǐng)的內(nèi)存則位于vmalloc_start～vmalloc_end之間，與物理地址沒(méi)有簡(jiǎn)單的轉(zhuǎn)換關(guān)系，雖然在邏輯上它們也是連續(xù)的，但是在物理上它們不要求連續(xù)。
我們用下面的程序來(lái)演示kmalloc、get_free_page和vmalloc的區(qū)別：
#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)
{
//最好每次內(nèi)存申請(qǐng)都檢查申請(qǐng)是否成功
//下面這段僅僅作為演示的代碼沒(méi)有檢查
pagemem = (unsigned char*)get_free_page(0);
printk("<1>pagemem addr=%x", pagemem);
kmallocmem = (unsigned char*)kmalloc(100, 0);
printk("<1>kmallocmem addr=%x", kmallocmem);
vmallocmem = (unsigned char*)vmalloc(1000000);
printk("<1>vmallocmem addr=%x", vmallocmem);
return 0;
}
void __exit mem_module_exit(void)
{
free_page(pagemem);
kfree(kmallocmem);
vfree(vmallocmem);
}
module_init(mem_module_init);
module_exit(mem_module_exit);
我們的系統(tǒng)上有160MB的內(nèi)存空間，運(yùn)行一次上述程序，發(fā)現(xiàn)pagemem的地址在0xc7997000（約3G+121M）、kmallocmem 地址在0xc9bc1380（約3G+155M）、vmallocmem的地址在0xcabeb000（約3G+171M）處，符合前文所述的內(nèi)存布局。
本文來(lái)自CSDN博客，轉(zhuǎn)載請(qǐng)標(biāo)明出處：http://blog.csdn.net/sandflee/archive/2009/07/28/4388322.aspx