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背景

• Read the fucking source code! --By 鲁迅
• A picture is worth a thousand words. --By 高尔基

说明：

1. Kernel版本：4.14
2. ARM64处理器，Contex-A53，双核
3. 使用工具：Source Insight 3.5， Visio

1. 概述

在之前的系列文章中，分析到了Buddy System的页框分配，Slub分配器的小块内存对象分配，这些分配的地址都是物理内存连续的。当内存碎片后，连续物理内存的分配就会变得困难，可以使用vmap机制，将不连续的物理内存页框映射到连续的虚拟地址空间中。vmalloc的分配就是基于这个机制来实现的。

还记得下边这张图吗？

vmap/vmalloc的区域就是在VMALLOC_START ~ VMALLOC_END之间。

开启探索之旅吧。

2. 数据结构

2.1 vmap_area/vm_struct

这两个数据结构比较简单，直接上代码：

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;};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;};

struct vmap_area用于描述一段虚拟地址的区域，从结构体中va_start/va_end也能看出来。同时该结构体会通过rb_node挂在红黑树上，通过list挂在链表上。

关系如下图：

2.2 红黑树

红黑树，本质上是一种二叉查找树，它在二叉查找树的基础上增加了着色相关的性质，提升了红黑树在查找，插入，删除时的效率。在红黑树中，节点已经进行排序，对于每个节点，左侧的的元素都在节点之前，右侧的元素都在节点之后。

1. 每个节点不是红就是黑；
2. 红黑树的根必须是黑；
3. 红节点的子节点必须为黑；
4. 从节点到子节点的每个路径都包含相同数量的黑节点，统计黑节点个数时，空指针也算黑节点；

定义如下：

struct rb_node {	unsigned long  __rb_parent_color;	struct rb_node *rb_right;	struct rb_node *rb_left;} __attribute__((aligned(sizeof(long))));    /* The alignment might seem pointless, but allegedly CRIS needs it */

由于内核会频繁的进行vmap_area的查找，红黑树的引入就是为了解决当查找数量非常多时效率低下的问题，在红黑树中，搜索元素，插入，删除等操作，都会变得非常高效。至于红黑树的算法操作，本文就不再深入分析，知道它的用途即可。

3. vmap/vunmap分析

3.1 vmap

vmap函数，完成的工作是，在vmalloc虚拟地址空间中找到一个空闲区域，然后将page页面数组对应的物理内存映射到该区域，最终返回映射的虚拟起始地址。

整体流程如下：

操作流程比较简单，来一个样例分析，就清晰明了了：

vmap调用中，关键函数为alloc_vmap_area，它先通过vmap_area_root二叉树来查找第一个区域first vm_area，然后根据这个first vm_area去查找vmap_area_list链表中满足大小的空间区域。

在alloc_vmap_area函数中，有几个全局的变量：

static struct rb_node *free_vmap_cache;static unsigned long cached_hole_size;static unsigned long cached_vstart;static unsigned long cached_align;

用于缓存上一次分配成功的vmap_area，其中cached_hole_size用于记录缓存vmap_area对应区域之前的空洞的大小。缓存机制当然也是为了提高分配的效率。

3.2 vunmap

vunmap执行的是跟vmap相反的过程：从vmap_area_root/vmap_area_list中查找vmap_area区域，取消页表映射，再从vmap_area_root/vmap_area_list中删除掉vmap_area，页面返还给伙伴系统等。由于映射关系有改动，因此还需要进行TLB的刷新，频繁的TLB刷新会降低性能，因此将其延迟进行处理，因此称为lazy tlb。

来看看逆过程的流程：

4. vmalloc/vfree分析

4.1 vmalloc

vmalloc用于分配一个大的连续虚拟地址空间，该空间在物理上不连续的，因此也就不能用作DMA缓冲区。vmalloc分配的线性地址区域，在文章开头的图片中也描述了：VMALLOC_START ~ VMALLOC_END。

直接分析调用流程：

从过程中可以看出，vmalloc和vmap的操作，大部分的逻辑操作是一样的，比如从VMALLOC_START ~ VMALLOC_END区域之间查找并分配vmap_area， 比如对虚拟地址和物理页框进行映射关系的建立。不同之处，在于vmap建立映射时，page是函数传入进来的，而vmalloc是通过调用alloc_page接口向Buddy System申请分配的。

• vmalloc VS kmalloc
  到现在，我们应该能清楚vmalloc和kmalloc的差异了吧，kmalloc会根据申请的大小来选择基于slub分配器或者基于Buddy System来申请连续的物理内存。而vmalloc则是通过alloc_page申请order = 0的页面，再映射到连续的虚拟空间中，物理地址不连续，此外vmalloc可以休眠，不应在中断处理程序中使用。
  与vmalloc相比，kmalloc使用ZONE_DMA和ZONE_NORMAL空间，性能更快，缺点是连续物理内存空间的分配容易带来碎片问题，让碎片的管理变得困难。

4.2 vfree

直接上代码：

void vfree(const void *addr){	BUG_ON(in_nmi());	kmemleak_free(addr);	if (!addr)		return;	if (unlikely(in_interrupt()))		__vfree_deferred(addr);	else		__vunmap(addr, 1);}

如果在中断上下文中，则推迟释放，否则直接调用__vunmap，所以它的逻辑基本和vunmap一致，不再赘述了。

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