TLB中的內核內存（虛擬地址條目）？

Question

Linux是操作系統，ARM是本文中提到的處理器。

TLB是否包含內核和用戶空間虛擬地址？ 內核內存從0xc000_0000開始，前往0xFFFF_FFFF 其中前3 GB屬於用戶空間。在進程之間的上下文切換之間，TLB被刷新。

TLB是否包含內核和用戶空間虛擬地址？

內核內存（虛擬）直接對應物理內存（正好用0xC000_0000抵消會給我們物理地址）。是否有必要在TLB中擁有內核內存（虛擬）（如果你說它存在於TLB中）？它應該只有用戶空間地址。

Answer 1

爲什麼我們有虛擬到現代CPU物理地址的轉換的主要原因是爲了更有效和更好地控制使用的內存，可以讓我們：

1. 分配任何物理內存，RAM，（連續或不），並使其可以在虛擬地址空間的任何地方（連續或不連續）進行訪問，而不會浪費內存到碎片。
2. 用磁盤或其他內存擴展物理內存RAM。
3. 使地址空間的某些部分僅爲可讀或不可執行或僅內核等，並保護它們免受未授權或錯誤的訪問。
4. 隔離應用程序彼此的記憶以進一步改善保護，安全性和可靠性。
5. 共享內存。 ...

而頁表使這一切成爲可能。

您確實希望能夠在內核的虛擬地址空間中映射和取消映射物理內存，通常這種翻譯機制在整個系統中都能正常工作。當然，翻譯的代價是你現在需要諮詢和維護頁面表，並且會導致性能下降。但全部不丟失：

1. TLBs在一定程度上緩解了這個問題。他們緩存翻譯。
2. 更大的頁面（例如ARMv7-A的large pages和sections）可以提供更多幫助，因爲它們需要更少的TLB條目，每單位翻譯的內存。
3. 也有像global pages的東西。當您在應用程序之間切換並需要刷新當前的TLB時，可以通過執行Invalidate TLB entries by ASID match與應用程序的ASID來避免使TLB中的全局頁面失效。如果您將內核的頁面標記爲全局，則不會使其翻譯無效，並且內核本身不會遭受不必要的TLB失效。

見，例如， 「ARM®架構參考手冊ARM®v7-A和ARM®v7-R版」 爲相關的ARM Virtual Memory System Architecture（VMSA），頁表，TLB等具體細節

Answer 2

有兩種類型的虛擬地址的Linux內核使用：

1. 你已經在該行的「內核內存（虛擬）直接 對應的物理內存提到什麼（只是0xC000_0000將 給予補償我們的實際地址）「。這映射到連續的物理地址。
2. 使用vmalloc。

第一種是使用宏完成：

include/asm-x86/page_32.h 

#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET) 
#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET)) 

_pa（x）的確實的虛擬到物理轉換。請注意，這個翻譯是在編譯時內聯的。沒有頁面表翻譯發生。這最後一句話非常重要。

另一方面，使用第二種方法，您可以分配虛擬內存中連續的內存，但物理內存中可能不會這樣。現在，在這種情況下，當您第一次訪問虛擬地址時，需要整頁表格轉換。問題是這是誰？

在CISC機器（如x86）的情況下，MMU（硬件）在TLB未命中（首次訪問虛擬地址）的情況下執行該操作並更新頁表。對於內核虛擬地址（通過vmalloc獲取），它們保留爲TLB條目。它們被稱爲全局條目，當進程上下文切換髮生時，它們大多被忽略，而不像其他進程地址空間條目那樣被刷新。但是，當您執行vfree以釋放關聯的虛擬內存時，這些條目將被刪除。

在RISC機器（如MIPS）的情況下，頁面轉換由軟件處理。 TLB未命中後，硬件引發異常。陷阱句柄以內核模式運行以執行翻譯並使用特殊指令更新TLB。從陷阱處理程序返回後，運行相同的代碼行併發生TLB命中。

請參考：http://pages.cs.wisc.edu/~remzi/OSFEP/vm-tlbs.pdf

的底線是，並非所有的內核地址映射您所描述的方式。對於你的情況，物理地址是在編譯時本身生成的。那麼，爲什麼要添加一個TLB條目。對於來自vmalloc的地址，存在TLB條目。當進程之間發生上下文切換時，不需要刷新整個TLB，並且可以保留內核的vmalloc創建的全局條目。當你使用vfree時，相應的全局條目將被刷新。