不連續頁分配器補充

vmalloc流程

1. 背景：vmalloc() 要解決的問題

  • kmalloc() 要求 虛擬地址連續，物理頁也連續。大塊內存分配可能失敗。
  • vmalloc() 只保證 虛擬地址連續，物理內存可以由很多不連續的頁拼接。

實現的關鍵就是：

  1. 在 vmalloc 區域 找一塊空閑的虛擬地址。
  2. 分配若干物理頁（可能不連續）。
  3. 建立虛擬地址 → 物理頁的映射。

這三個步驟里，數據結構的角色就是：

  • **vmap_area**：負責管理 vmalloc 區域里的虛擬地址范圍。
  • **vm_struct**：描述一個具體的 vmalloc 內存塊（和用戶返回的 addr 對應）。

2. 關鍵數據結構解析

struct vmap_area

表示 vmalloc 區域中的一個虛擬地址段。

struct vmap_area {unsigned long va_start;unsigned long va_end;unsigned long flags;struct rb_node rb_node;         /* address sorted rbtree */struct list_head list;          /* address sorted list */struct llist_node purge_list;    /* "lazy purge" list */struct vm_struct *vm;struct rcu_head rcu_head;
};
  • 內核全局維護一棵紅黑樹和鏈表來管理所有的 vmap_area，保證虛擬地址分配不沖突。
  • 每次 vmalloc() 會新建一個 vmap_area，掛到這棵樹里。

struct vm_struct

表示 一個具體的 vmalloc 塊，用戶代碼拿到的就是 vm_struct->addr。

struct vm_struct {struct vm_struct	*next;void			*addr;unsigned long		size;unsigned long		flags;struct page		**pages;unsigned int		nr_pages;phys_addr_t		phys_addr;const void		*caller;
};
  • **pages[]**** 是核心**：記錄了 vmalloc 這片區域實際映射到哪些物理頁。
  • addr 是 vmap_area->va_start，兩者一一對應。
  • vm_struct 通過 vmap_area->vm 與虛擬地址區間關聯。

3. vmalloc() 的流程

以 vmalloc(size) 為例，流程大致是：

(1) 計算所需頁數

nr_pages = (size + PAGE_SIZE - 1) >> PAGE_SHIFT;

(2) 在 vmalloc 區域找虛擬地址

  • 調用 alloc_vmap_area()：
    • 通過 紅黑樹，在vmalloc區域中查找一塊足夠大的空閑虛擬地址區間；
    • 建立一個新的 struct vmap_area，填好 va_start/va_end；
    • 掛到全局紅黑樹/鏈表里。

這一步解決：虛擬地址空間的分配。

(3) 分配物理頁

  • 調用 alloc_page()（實際走伙伴系統），分配 nr_pages 個物理頁。
  • 這些頁可能離散。
  • 把它們存進 vm_struct->pages[]。

這一步解決：物理內存的獲取。

(4) 建立映射

  • 調用 map_vm_area() 或更底層的 vmap_page_range()：
    • 遍歷 pages[]；
    • 在頁表里把 va_start ~ va_end 的虛擬頁，依次映射到對應的物理頁。

這樣，就實現了 虛擬地址連續 → 物理頁不連續 的映射。

如何找到內核線程的頁表？后面解釋

(5) 返回給用戶

  • vm_struct->addr = (void *)vmap_area->va_start
  • 返回給調用者。

調用者得到的是一段看起來“連續”的內存。

4. vmalloc() 與 vmap() 的關系

  • vmalloc() = 自動分配物理頁 + 申請虛擬地址 + 調用 vmap 建立映射。
  • vmap(pages[], nr_pages, ...) = 自己提供物理頁數組，直接建立虛擬映射。

所以：

  • **vmalloc()**** 面向使用者**（只要給我一段內存）；
  • **vmap()**** 面向更底層**（我已有頁，幫我拼接）。

5. 小結

vmalloc() 的機制可以歸納為三步：

  1. 地址管理：
    vmap_area 負責在 vmalloc 區域找一段空閑虛擬地址，并放到全局紅黑樹。
  2. 塊描述：
    vm_struct 保存這段虛擬內存的元數據（起始地址、大小、物理頁數組）。
  3. 頁表映射：
    把虛擬地址區間映射到 vm_struct->pages[] 里記錄的實際物理頁。

vfree釋放過程

當 vfree() 被調用時：

  1. 根據 addr 找到對應的 vmap_area。
  2. 從紅黑樹和鏈表刪除。
  3. 把物理頁釋放回伙伴系統。
  4. 延遲釋放 vmap_area（放到 purge_list，用 RCU 機制安全回收）。

linux中常用內存分配函數

用戶態 vs 內核態

  • 用戶態 API：
    malloc(), brk(), mmap()
    這是 C 庫（glibc）或系統調用提供的接口，進程使用。
    本質上是通過 VMA 管理 + 缺頁時分配物理頁。
  • 內核態 API：
    alloc_pages(), kmalloc(), vmalloc()
    這是 Linux 內核給自己用的內存分配器接口，驅動/內核子系統用。
    本質上是 直接操作伙伴系統/SLAB/vmalloc 子系統。

各方法機制對比

接口使用場景內核實現方式地址連續性使用者
malloc()用戶程序最常用的內存申請glibc 封裝，底層調用 brk()
或 mmap()
擴展堆/映射匿名頁		用戶虛擬地址連續（物理不一定連續）用戶空間
brk()擴展/收縮 heap（sbrk
系統調用）		修改進程的堆 VMA 邊界，缺頁時由 alloc_pages()
分配物理頁		用戶虛擬地址連續（物理不一定連續）用戶空間
mmap()大塊內存/文件映射/共享內存創建新的 VMA，缺頁時用 alloc_pages()
或從文件讀取到物理頁		用戶虛擬地址連續（物理不一定連續）用戶空間
alloc_pages()分配頁粒度內存伙伴系統分配 struct page物理連續，內核虛擬地址也連續（線性映射區）內核
kmalloc()內核小塊內存（字節/KB 級）SLAB/SLUB 分配器，底層基于 alloc_pages()物理連續 + 內核虛擬連續內核
vmalloc()內核大塊內存（MB 級）從 vmalloc 區找虛擬地址區間，分配不連續物理頁（底層基于alloc_pages()），建立頁表映射虛擬地址連續，物理地址不連續內核

關系梳理

  1. 用戶空間
    • malloc() → 封裝，可能走 brk() 或 mmap()；
    • brk()/mmap() → 修改 mm_struct 和 VMA；
    • 缺頁時 → 最終用 alloc_pages() 分配物理頁。
  2. 內核空間
    • alloc_pages() → 最底層接口，直接伙伴系統；
    • kmalloc() → 面向小對象，使用slab分配器，底層用 alloc_pages()；
    • vmalloc() → 面向大塊虛擬地址空間，物理頁不連續。底層用 alloc_pages()。

總結

  • 用戶態用 malloc()（底層 brk/mmap），本質是修改虛擬內存布局，缺頁時通過 **伙伴系統 ****alloc_pages()** 分配物理頁；
  • 內核態直接用 alloc_pages()、kmalloc()（小塊）、vmalloc()（大塊，物理不連續）。

如何找到內核線程的頁表？

“內核線程沒有用戶空間”就會懷疑：那頁表怎么辦？是不是有個“內核專用頁表”？
其實 Linux 內核線程并不是共享一個“內核頁表”，而是借用普通進程的頁表。

1. 頁表的基本事實

  • 在 x86/ARM 等架構上，CPU 訪問內存都要走頁表轉換。頁表的基地址存放在控制寄存器（x86 的 CR3，ARM64 的 TTBR0/TTBR1）。
  • Linux 設計：所有進程的頁表都包含了同一份內核態映射（高地址部分的 linear mapping、vmalloc 等）。
    • 換句話說，每個進程的 mm_struct->pgd 不同，但其中“內核地址區”是一致的。
    • 所以，只要有一份用戶進程的頁表，就能保證內核地址區始終可用。

2. 普通進程 vs 內核線程

普通用戶進程

  • 每個進程有自己的 mm_struct，里面有獨立的 pgd（頁全局目錄）。
  • 切換進程時，調度器會把 mm->pgd 加載到 CR3。
  • 這樣用戶態地址空間不同，但內核態地址映射相同。

內核線程

  • task_struct->mm = NULL，說明它沒有獨立的 mm_struct 和 pgd。
  • 調度器在切換到內核線程時：
    • 如果發現 mm == NULL，會把 prev->active_mm 借給內核線程，保存到 next->active_mm。
    • 并且在切換時 不會切換 CR3，繼續使用原進程的頁表。
  • 內核線程只在內核態執行，不會訪問用戶空間地址，所以根本不在意用戶空間頁表部分。

3. 也就是說：

  • 每個內核線程并沒有單獨的頁表。
  • 它們 借用上一個普通進程的頁表，只是用其中的內核映射部分。
  • 這就是 task_struct->active_mm 的意義。

4. “內核頁表”的保存與使用

  • 并不存在一個獨立的“全局內核頁表”。
  • 取而代之：每個進程的頁表都自帶了內核映射部分。
  • 內核線程調度時，就繼續使用借來的頁表的內核部分。

總結

內核線程沒有獨立的頁表，它們不會切換到某個“內核專用頁表”。調度到內核線程時，Linux 內核會讓它們 借用上一個進程的頁表（通過 active_mm），只使用其中的內核地址映射部分。由于所有進程的內核區頁表一致，內核線程就能安全運行。

測試驗證

代碼實現

實現一個最小可運行的 內核模塊 示例，專門用來測試 vmalloc() 申請和釋放內存。代碼如下：

#include <linux/module.h>
#include <linux/init.h>
#include <linux/vmalloc.h>   // vmalloc/vfree
#include <linux/kernel.h>#define VMALLOC_SIZE (1024 * 1024)  // 申請 1MBstatic void *vmalloc_area = NULL;static int __init vmalloc_test_init(void)
{pr_info("vmalloc_test: module loaded\n");// 使用 vmalloc 申請一塊連續虛擬地址的內存vmalloc_area = vmalloc(VMALLOC_SIZE);if (!vmalloc_area) {pr_err("vmalloc_test: vmalloc failed!\n");return -ENOMEM;}pr_info("vmalloc_test: allocated %d bytes at %pK\n",VMALLOC_SIZE, vmalloc_area);// 寫入測試數據memset(vmalloc_area, 0xAA, VMALLOC_SIZE);pr_info("vmalloc_test: memory initialized with 0xAA\n");return 0;
}static void __exit vmalloc_test_exit(void)
{if (vmalloc_area) {vfree(vmalloc_area);pr_info("vmalloc_test: freed memory at %pK\n", vmalloc_area);}pr_info("vmalloc_test: module unloaded\n");
}module_init(vmalloc_test_init);
module_exit(vmalloc_test_exit);MODULE_LICENSE("GPL");
MODULE_AUTHOR("congchp");
MODULE_DESCRIPTION("Simple vmalloc test module");
obj-m += vmalloc_test.oall:make -C /lib/modules/$(shell uname -r)/build M=$(PWD) modulesclean:make -C /lib/modules/$(shell uname -r)/build M=$(PWD) clean

測試結果

dmesg結果：

/proc/vmallocinfo結果：

參考資料

  1. Professional Linux Kernel Architecture，Wolfgang Mauerer
  2. Linux內核深度解析，余華兵
  3. Linux設備驅動開發詳解，宋寶華
  4. linux kernel 4.12

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