背景

Read the fucking source code! --By魯迅
A picture is worth a thousand words. --Byゴーリキー

説明：

カーネルのバージョン：4.14
ARM64プロセッサ、コンテックス-A53、二核
ツールを使用してください：Source Insightは3.5、Visioの

1.概要

前シリーズでは、分析するBuddy Systemページフレーム割り当て、Slub分配器これらのアドレスは連続する物理メモリが割り当てられ、小さいメモリ・オブジェクトの割り当てを。メモリの断片化は、連続した物理メモリの割り当てが困難になった場合は、使用することができますvmapメカニズムがない連続した物理メモリページフレームが連続した仮想アドレス空間にマッピングされます。vmalloc割り当てが達成するために、このメカニズムに基づいています。

右下のこの絵を覚えていますか？

vmap/vmalloc面積はであるVMALLOC_START ~ VMALLOC_END間。

アドベンチャーは、それを開きます。

2.データ構造

2.1 vmap_area / vm_struct

二つのデータ構造が比較的単純で、コードに直接：

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構造体からの仮想アドレスを記述する領域をva_start/va_endも見ることができます。一方、によって構造の経験rb_nodeにより、赤黒木にぶら下がっlistリストにぶら下がっ。フィールドが仮想および物理アドレスのページとの間のマッピングを管理するための構造、あなたができるリンクリストを形成し、多段階のマッピングを維持します。
struct vmap_areavmstruct vm_structstruct vm_struct

下に示すように、関係：

2.2赤黒木

赤黒木は、それは検索、挿入、削除の効率を高めるために二分探索木、赤黒木の基礎に関連するプロパティを着色追加、本質的に二分探索木です。ノードが既にソートされている要素は右ノードされた後赤黒木において、各ノードの要素に対して、ノードの前に残っています。
赤黒木は、次の4つの規則を満たしている必要があります。

各ノードは赤ではない黒です。
赤黒ツリーの根は黒でなければなりません。
レッドノードの子ノードが黒でなければなりません。
ノードは、ブラック、ノードの数をカウントしながら、ノードから子ノードへの各パスがヌルポインタと考えることができ、黒のノードの同じ数を含みます。

これは次のように定義されます。

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。

[オリジナル]（XII）VMAPとvmallocのLinuxのメモリ管理

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