Linuxドライバーはどのスペースで実行されますか?

Linux ドライバーは「カーネル」空間で実行されます。一般に、ドライバーは kmalloc() を呼び出してデータ構造にメモリを割り当て、vmalloc() を呼び出してアクティブ スワップ領域にデータ構造を割り当て、一部の I/O ドライバーにバッファを割り当て、またはモジュールにスペースを割り当てます。kmalloc と vmalloc はカーネル メモリを割り当てます。

#このチュートリアルの動作環境: linux7.3 システム、Dell G3 コンピューター。

Linux ドライバーは「カーネル」空間で実行されます。

一般的なマイコンプログラムは、アプリケーションとドライバが混在することが多く、ある程度の能力のあるマイコンプログラマであれば、アプリケーションとドライバの階層化を実現できます。 Linux システムでは、アプリケーションとドライバーを階層化することが強制されています。

マイクロコントローラー プログラムでは、アプリケーションは基礎となるレジスタを直接操作できます。ただし、Linux システムでは、そのような動作は禁止されています。例: Linux アプリケーションの作成者は、意図的にアプリケーション内の電源管理ドライバーを呼び出し、システムをシャットダウンします。これは利益を得る価値があるのではないでしょうか?

特定の Linux アプリケーションは、図に示すようにドライバーを呼び出します。

アプリケーションはユーザー空間で実行され、ドライバーはカーネル空間で実行されます。 。ユーザー空間内のアプリケーションがカーネルを操作したい場合、「システムコール」メソッドを使用してユーザー空間からカーネル空間に入り、基礎となる層を操作する必要があります。

Linux のカーネル空間

カーネルもプログラムであり、独自の仮想メモリ空​​間を持つ必要がありますが、ユーザー プログラムにサービスを提供するプログラムとして、カーネルは空間にはそれぞれの特徴があります。

カーネル空間とユーザー空間の関係

32 ビット システムでは、プログラムの最大仮想空間は 4GB です。直接的なアプローチは、カーネルをプログラムとみなして、他のプログラムと同じ 4GB のスペースを持つようにすることです。ただし、このアプローチでは、システムがユーザー プログラムのページ テーブルとカーネル ページ テーブルを継続的に切り替えることになるため、コンピュータの効率に影響します。この問題を解決する最善の方法は、4GB スペースを 2 つの部分に分割することです: 1 つの部分はユーザー スペースで、もう 1 つの部分はカーネル スペースです。これにより、カーネル スペースが固定され、変更されず、プログラムが切り替わったときに確実に変更できます。 、プログラムのページテーブルのみ。このアプローチの唯一の欠点は、カーネル空間とユーザー空間の両方が小さくなることです。

例: i386 などの 32 ビット ハードウェア プラットフォームでは、Linux はファイル page.h に定数 PAGE_OFFSET を定義します。

#ifdef CONFIG_MMU
#define __PAGE_OFFSET  (0xC0000000)        //0xC0000000为3GB
#else
#define __PAGE_OFFSET  (0x00000000)
#endif

#define PAGE_OFFSET		((unsigned long)__PAGE_OFFSET)

Linux は PAGE_OFFSET を境界 4GB の仮想メモリ空​​間は 2 つの部分に分割されます: アドレス 0 ～ 3G-1 の低アドレス空間は 3GB のサイズを持つユーザー空間であり、アドレス 3GB ～ 4GB-1 の高アドレス空間はカーネル空間であり、 1GBのサイズ。

システム内で複数のプログラムが実行されている場合、複数のユーザー空間とカーネル空間の関係は次のように表すことができます。図に示すように、プログラム 1、2...n はカーネル空間を共有します。もちろん、ここでの共有とはタイムシェアリングを指します。シングルコア プロセッサ システムでは、常に 1 つのプログラムしか実行できないからです。

Linuxの開発プロセスでは、ハードウェア機器の更新と技術レベルの向上が伴います。 、そのカーネル空間 レイアウトの開発は、継続的なパッチ適用プロセスでもあります。この結果、カーネル空間はいくつかの異なる領域に分割され、異なる領域には異なるマッピング方法が適用されます。 通常、Linux カーネル空間には、DMA 領域 (ZONE_DMA)、通常領域 (ZONE_NORMAL)、およびハイエンド メモリ領域 (ZONE_HIGHMEM) の 3 つの領域があると考えられています。

実際の物理メモリが小さい場合のカーネル空間の直接マッピング

初期のコンピュータで構成されている実際の物理メモリは通常、 仮想アドレスを介して物理アドレスメモリにアクセスするカーネルの速度を向上させるため、カーネル空間の仮想アドレスと物理メモリアドレスは1対1に対応する固定マッピング方式を採用しています。 下図に示すように、表示:

この固定マッピング方法により、下位アドレスから上位アドレスへの関係が作成されることがわかります。仮想アドレスと物理アドレスは非常に単純です。つまり、カーネルの仮想アドレスと実際の物理アドレスです。値には固定オフセット PAGE_OFFSET のみがあるため、カーネルが仮想アドレスを使用して物理ページ フレームにアクセスするときは、減算するだけで済みます。仮想アドレスから PAGE_OFFSET を使用して実際の物理アドレスを取得すると、ページ テーブルを使用するよりも高速になります。

このアプローチはほぼ物理アドレスを直接使用するため、この種の固定マッピング方法に基づくカーネル空間は「物理メモリ空間」、または略して物理メモリとも呼ばれます。また、固定マッピング方式は線形マッピングであるため、この領域を線形マッピング領域とも呼びます。

もちろん、この場合 (コンピュータの実際の物理メモリが小さい場合)、カーネル固定マッピング領域は 1GB カーネル領域全体の一部のみを占有します。例: 32MB の実物理メモリを備えた x86 コンピュータ システムを構成する場合、カーネルの固定マッピング領域は PAGE_OFFSET~ (PAGE_OFFSET 0x02000000) の 32MB スペースです。では、カーネル空間に残っているカーネル仮想空間はどうすればよいのでしょうか?

もちろん、通常の仮想空間の管理方法に従って、ページテーブルの非線形マッピングには依然として物理メモリが使用されます。具体的には、1GBのカーネル空間全体から固定マッピング領域を削除し、残りの部分から先頭の8MBの分離領域を削除し、残りはユーザー空間と同様にマッピングされた通常の仮想メモリマッピング領域となります。 。この領域には、仮想アドレスと物理アドレスの間に固定的なマッピング関係がないだけでなく、カーネル関数 vmalloc() を呼び出すことによって動的メモリが取得されるため、この領域は vmalloc 割り当て領域と呼ばれます。以下の図:

ここで言及されているカーネル空間と物理ページ フレーム間の固定マッピングは、本質的にはカーネル ページと物理ページ フレームの「事前決定」です。ページは物理ページ フレームを「占有」します。」これらの物理ページ フレーム。つまり、仮想ページが実際に物理ページ フレームにアクセスする必要がある場合にのみ、仮想ページは物理ページ フレームにバインドされます。通常、物理ページ フレームが対応する仮想ページで使用されていない場合、そのページ フレームはユーザー空間と、後で導入されるカーネル kmalloc 割り当て領域で使用できます。

ZONE_DMA 領域と ZONE_NORMAL 領域

1GB カーネル空間全体について、スペースの先頭の 16MB も呼びます。 DMA ゾーン、つまり ZONE_DMA ゾーンは、以前のハードウェアが DMA スペースを物理メモリの下位 16MB スペースに固定していたため、残りのゾーンは通常ゾーン、つまり ZONE_NORMAL と呼ばれます。

カーネル空間のハイエンド メモリ

コンピュータ技術の発展により、カーネル空間の実際の物理メモリは、コンピュータはますます大型化しているため、カーネルの固定マッピング領域 (線形領域) はますます大きくなっています。 当然のことですが、制限を何も課さなければ、実際の物理メモリが 1GB に達すると、vmalloc 割り当て領域 (非線形領域) は存在しなくなります。したがって、vmalloc() を呼び出す以前に開発されたカーネル コードは使用できなくなりましたが、以前のカーネル コードとの互換性を保つために、これは許可されていません。

上記の問題の理由は、実際の状況が次のとおりであることです。予想外 物理メモリは 1GB を超える可能性があるため、カーネルの固定マッピング領域の境界には制限が設定されておらず、実際の物理メモリに応じて増加することが許可されています。

カーネル空間の固定マッピング領域の上限を、物理メモリの増加に伴って勝手に増加しないように制限します。 Linuxでは、カーネルマッピング領域の上限値は1G未満の定数high_memoryを超えてはいけないと規定されており、実際の物理メモリが大きい場合は3Gのhigh_memoryを境界として物理メモリ領域が決定されます。

言い換えれば、ハイエンド メモリの最も基本的な考え方は、アドレス空間のセクションを借用して一時的なアドレス マッピングを確立し、使用後に解放するというものです。この値に達すると、リサイクルしてすべての物理メモリにアクセスできます。 コンピュータに大容量の物理メモリがある場合、カーネル空間の概略図は次のとおりです。

• ZONE_DMA: カーネル空間の先頭から 16MB
• #ZONE_NORMAL: カーネル空間の 16MB ～ 896MB (固定マッピング)
• ZONE_HIGHMEM: カーネル空間 896MB ~ 終了 (1G)

さまざまなアプリケーション ターゲットに応じて、ハイエンド メモリは vmalloc 領域、永続マッピング領域に分割されます。および一時的なマッピング領域。 カーネル空間内のハイエンド メモリのレイアウトは次のとおりです。

#vmalloc マッピング領域vmalloc マッピング領域はハイエンド メモリの主要部分であり、間隔の先頭とカーネル線形マッピング領域の間には 8MB の分離領域があり、末尾と後続の永続領域の間には 4KB の分離領域があります。マッピングエリア。

永続的なカーネル マッピング領域ハイエンド メモリに対応するページが alloc_page() を通じて取得される場合、その方法直線的な空間ですか?

カーネルは、この目的のために、PKMAP_BASE から始まる線形空間を特別に確保します。これは、永続的なカーネル マッピング領域であるハイエンド メモリのマッピングに使用されます。

一時マッピング領域は、固定マッピング領域、予約領域とも呼ばれます。この領域は主にマルチプロセッサ システムで使用されます。この領域で取得されたメモリ空間は保護されていないため、取得したメモリは時間内に使用する必要があります。そうしないと、新しいリクエストがあるとページ フレームの内容が上書きされます。 . なので、この領域は一時マッピング領域と呼ばれます。

Linux ユーザー空間とカーネル空間 - ハイエンド メモリの詳細な説明

#カーネル メモリ割り当て修飾子 gfp

#カーネル メモリ要求関数で要求の必要な記述を行うには、次のようにします。 Linux では、多くのメモリ割り当て修飾子 gfp が定義されています。それらは、動作修飾子、領域修飾子、タイプ修飾子です。

動作修飾子

メモリ割り当て関数の動作修飾子は、カーネルがメモリを割り当てる方法を記述します。主な動作修飾子は次のとおりです。

#領域修飾子は、カーネル空間のどの領域にメモリを割り当てる必要があるかを示します。デフォルトでは、メモリ アロケータはカーネル空間の ZONE_NORMAL から開始し、徐々にメモリ リクエスタにメモリ領域を割り当てます。 ユーザーが特に ZONE_DMA または ZONE_HOGNMEM からメモリを取得する必要がある場合、メモリ リクエスタは次の 2 つを使用する必要があります。領域修飾子の説明:

Linux のメイン カーネル メモリ割り当て領域修飾子

void *vmalloc(unsigned long size)
{
       return __vmalloc(size, GFP_KERNEL | __GFP_HIGHMEM, PAGE_KERNEL);
}

void *__vmalloc(unsigned long size, gfp_t gfp_mask, pgprot_t prot)
{
	return kmalloc(size, (gfp_mask | __GFP_COMP) & ~__GFP_HIGHMEM);
}

void vfree(const void *addr)
{
	kfree(addr);
}

static __always_inline void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags)
{
	struct kmem_cache *cachep;
	void *ret;

	if (__builtin_constant_p(size)) {
		int i = 0;

		if (!size)
			return ZERO_SIZE_PTR;

#define CACHE(x) \
		if (size <= x) \
			goto found; \
		else \
			i++;
#include <linux/kmalloc_sizes.h>
#undef CACHE
		return NULL;
found:
#ifdef CONFIG_ZONE_DMA
		if (flags & GFP_DMA)
			cachep = malloc_sizes[i].cs_dmacachep;
		else
#endif
			cachep = malloc_sizes[i].cs_cachep;

		ret = kmem_cache_alloc_notrace(cachep, flags);

		trace_kmalloc(_THIS_IP_, ret,
			      size, slab_buffer_size(cachep), flags);

		return ret;
	}
	return __kmalloc(size, flags);
}

void kfree(const void *objp)
{
	struct kmem_cache *c;
	unsigned long flags;

	trace_kfree(_RET_IP_, objp);

	if (unlikely(ZERO_OR_NULL_PTR(objp)))
		return;
	local_irq_save(flags);
	kfree_debugcheck(objp);
	c = virt_to_cache(objp);
	debug_check_no_locks_freed(objp, obj_size(c));
	debug_check_no_obj_freed(objp, obj_size(c));
	__cache_free(c, (void *)objp);
	local_irq_restore(flags);
}

static inline struct page * alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)
{
	if (unlikely(order >= MAX_ORDER))
		return NULL;

	return alloc_pages_current(gfp_mask, order);
}

void *page_address(struct page *page)
{
	unsigned long flags;
	void *ret;
	struct page_address_slot *pas;
 
	if (!PageHighMem(page))
		return lowmem_page_address(page);
 
	pas = page_slot(page);
	ret = NULL;
	spin_lock_irqsave(&pas->lock, flags);
	if (!list_empty(&pas->lh)) {
		struct page_address_map *pam;
 
		list_for_each_entry(pam, &pas->lh, list) {
			if (pam->page == page) {
				ret = pam->virtual;
				goto done;
			}
		}
	}
done:
	spin_unlock_irqrestore(&pas->lock, flags);
	return ret;
}

void __free_pages(struct page *page, unsigned int order)
{
	if (put_page_testzero(page)) {
		if (order == 0)
			free_hot_page(page);
		else
			__free_pages_ok(page, order);
	}
}

void *kmap(struct page *page)
{
	might_sleep();
	if (!PageHighMem(page))
		return page_address(page);
	return kmap_high(page);
}