查看linux kernel地址空间,为什么x86上Linux kernel没有自己独立的地址空间？

接上上次写的博文(linux里的high memory)，里面提到high

memory存在的原因是在32位系统下，kernel只能访问高端的1G地址空间(kernel需要和进程共享地址空间)，从而导致当物理内存超过896M的时候，有一部分物理内存无法直接映射。那既然x86提供了MMU进行地址转换，为什么kernel不能有自己独立的4G地址空间？如果kernel有自己独立的4G空间，那就不需要high

memory了，另外user space进程也可以有完整的4G空间。(物理内存超过4G？那是另外一个问题，和high

memory无关，x86提供了PSE(32位)以及PAE(64位)来解决这个问题。)

先来看看如果kernel要有自己独立的4G空间，需要什么样的硬件支持。进程之所以有各自独立的地址空间，是因为进程有自己的独立页表(kernel管理，保存在task_struct中)，当进程切换的时候，kernel负责切换进程的页表(参考context_switch->switch_mm)。同样的道理，如果kernel想要有独立地址空间，就要有自己的独立页表，并且在切换到kernel态的时候，切换到kernel的页表。什么时候会切换到kernel态？中断发生的时候(这里的中断包括外部中断，以及INT

x等软件exception，以及NMI等等所有中断)。kernel是直接管理硬件的代码，kernel不能自己load映射自己的页表，所以这个页表切换过程必须硬件实现。有人可能会问，中断发生时(切换到kernel态)的第一件事就是切换到kernel的页表，不就可以实现kernel自己切换页表了吗？不行的，首先中断向量表里的interrupt

handler里的地址本身就是虚拟地址，不是物理地址，这时页表没有ready，当然CPU就不能访问到正确的interrupt

handler。那如果把IDT表的interrupt

handler设计成物理地址不就行了吗？也不行，因为切换到kernel态的时候，要保存执行现场，比如代码断，数据段，比如堆栈地址等等，而这个也是虚拟地址。所以，要想让kernel有自己独立的地址空间，硬件必须支持切换到kernel态的时候，自动切换到kernel的页表。

那x86提供这样的硬件机制吗？没有。其实x86的Task

switch机制可以提供自动切换页表，但这是为进程切换用的(以及让中断在自己的线程里跑)，设计的远比单纯切换页表复杂，并不适用于这种目的(事实上，由于使用Task

switch机制，时间开销很大，Linux并没有使用该机制去实现切换)。所以，在x86上，kernel只能和user

space进程共享地址空间，在用户态切换到内核态时，不会进行页表切换，这样，只要所有的进程都共享内核空间(高端1G)，kernel就可以正确寻址，无论是从哪个进程切换到内核态，因为所有进程的3G~4G这段虚拟地址的映射都是一样的。顺便提一句，SPARC的MMU提供了这样的机制，所以Solaris在SPARC上，kernel和用户态进程是各自独享64位地址空间。

总之一句话，所有地址空间的管理和分配(能力)，本质上都是MMU的架构决定的，MMU提供什么样的能力，决定了对地址空间管理和分配的能力。这个适用于CPU，也适用于IO。

题外话：

1)关于x86进程切换时TLB的flush

x86规定，切换页表的时候(move页表基地址到CR3)，会invalidate整个TLB。这种设计导致进程切换会影响性能，因为当进程被重新调度到CPU上的时候，原先cache在TLB里的数据早就没有了。个人觉得这是一种非常脑残的设计，因为要解决这个问题很简单，只需要为不同的进程tag一个PID(进程ID)就行了，TLB

cache的数据里也包含PID，有了PID做为tag，进程切换时就不需要invalidate整个TLB。目前x86_64的paging机制里实现了类似的机制，但提供的PID只有12位，最多支持4k个PID，这对于现在的OS来说，实在是太少了。不知道Intel为什么这么设计，也许是由于兼容性的包袱，谁知道呢。

2)下次再写吧：)