1.1 虚拟地址空间与 VMA：每个进程的私有世界与划分管理方法

本篇目标：理解 Linux 如何为每个进程维护独立的虚拟地址空间，以及地址空间如何被划分为一个个 VMA（Virtual Memory Area）。VMA 是内核管理虚拟内存的基本单元，也是 HMM 判断地址范围权限和类型的依据。

1. 虚拟地址空间：进程眼中的世界

每个 Linux 进程都拥有自己独立的虚拟地址空间。从进程的视角看，它独占一整块连续的地址范围（在 64 位系统上通常是 128TB 用户空间），完全不知道其他进程的存在。

这种"私有世界"的抽象由内核的mm_struct结构体维护：

// include/linux/mm_types.hstructmm_struct{structmaple_treemm_mt;// VMA 的 maple tree（地址区间管理）unsignedlongmmap_base;// mmap 区域的基地址unsignedlongtask_size;// 用户空间大小（进程可用地址上限）pgd_t*pgd;// 页表根指针（第 3 篇详解）atomic_tmm_users;// 使用该地址空间的线程数atomic_tmm_count;// mm_struct 自身的引用计数intmap_count;// VMA 的数量structrw_semaphoremmap_lock;// 保护 VMA 操作（HMM 必须持有）unsignedlongstart_code,end_code;// 代码段范围unsignedlongstart_data,end_data;// 数据段范围unsignedlongstart_brk,brk;// 堆的起始和当前位置unsignedlongstart_stack;// 栈的起始地址// ...};

关键字段解读：

mm_struct中的start_code/end_code、start_brk/brk、mmap_base、start_stack等字段精确描述了进程地址空间中各区域的位置——它们与下一节的地址空间布局图一一对应。

2. 64 位进程地址空间布局

这样一个虚拟地址空间，被划分为了多个不同用途的地址区域。

在 x86_64 架构上，128TB 用户空间的典型布局如下（低地址在下，高地址在上）：

图中有几个值得注意的要点：

非规范地址（Non-canonical Address）：x86_64 虽然有 64 位地址线，但硬件实际只使用低 48 位（或 57 位，取决于是否开启 5 级页表）。CPU 要求地址的高位必须是低 48 位最高位的符号扩展——不满足这个规则的地址称为"非规范地址"。任何对非规范地址的访问都会触发硬件异常，因此用户空间（低地址）和内核空间（高地址）之间天然存在一个巨大的不可用空洞。

已映射区域 vs 未映射区域：128TB 的用户空间并不是全部可用的。只有进程明确请求使用的地址范围（通过加载程序、分配堆、映射文件等操作）才是"已映射"的——CPU 访问这些地址时能正常读写数据。而那些从未被使用的地址范围就是"未映射"的空洞，访问它们会触发段错误（SIGSEGV）。

从图中可以看出，地址空间并非铁板一块——它由若干不连续的已映射区域组成，中间穿插着大片未映射的空洞。内核需要一种方式来精确记录"哪些地址范围是已映射的、各自有什么权限"。这就是下一节要介绍的VMA（Virtual Memory Area）：每个已映射区域（代码段、数据段、堆、mmap、栈）对应一个或多个 VMA，而未映射区域没有 VMA。

3. VMA：地址空间的管理单元

虽然地址空间看起来是一整块连续的范围，但内核并不是整体管理它的。而是将其划分为若干个VMA（Virtual Memory Area）——每个 VMA 描述一段连续的、具有相同属性的虚拟地址区间。

进程地址空间中的 VMA 示意： 地址 ────────────────────────────────────────────── │ VMA1: [0x400000, 0x401000) 代码段 r-x │ │ VMA2: [0x601000, 0x602000) 数据段 rw- │ │ VMA3: [0x602000, 0x623000) 堆 rw- │ │ ... 未映射 ... │ │ VMA4: [0x7f..., 0x7f...) libc.so r-x │ │ VMA5: [0x7f..., 0x7f...) libc.so rw- │ │ VMA6: [0x7fff..., 0x7fff...) 栈 rw- │ ─────┴─────────────────────────────────────────────

3.1 struct vm_area_struct

每个 VMA 由内核的vm_area_struct描述：

// include/linux/mm_types.hstructvm_area_struct{unsignedlongvm_start;// VMA 起始地址（含）unsignedlongvm_end;// VMA 结束地址（不含）structmm_struct*vm_mm;// 所属的地址空间pgprot_tvm_page_prot;// 页面保护属性（给硬件 MMU 用）vm_flags_tvm_flags;// VMA 属性标志（给内核逻辑用）structanon_vma*anon_vma;// 匿名页的反向映射conststructvm_operations_struct*vm_ops;// 操作回调unsignedlongvm_pgoff;// 文件映射的偏移（页单位）structfile*vm_file;// 映射的文件（NULL = 匿名映射）void*vm_private_data;// 驱动私有数据// ...};

关键字段解读：

3.2 vm_flags：VMA 的属性标志

vm_flags是一个位图，编码了 VMA 的权限和行为特征：

// include/linux/mm.h（部分）#defineVM_READ0x00000001// 可读#defineVM_WRITE0x00000002// 可写#defineVM_EXEC0x00000004// 可执行#defineVM_SHARED0x00000008// 共享映射（vs 私有/COW）#defineVM_MAYREAD0x00000010// 允许 mprotect 设为可读#defineVM_MAYWRITE0x00000020// 允许 mprotect 设为可写#defineVM_MAYEXEC0x00000040// 允许 mprotect 设为可执行#defineVM_IO0x00004000// 设备 I/O 映射（不可迁移）#defineVM_PFNMAP0x00000400// 纯 PFN 映射（无 struct page）#defineVM_MIXEDMAP0x10000000// 混合映射（有些页有 struct page）

HMM 特别关注的 vm_flags：

3.3 VMA 的类型

根据vm_file和vm_flags的组合，VMA 可分为几种类型：

HMM 主要工作在匿名私有和文件私有VMA 上——这些才是需要在 CPU 和设备之间迁移的页面。

4. VMA 的组织：Maple Tree

一个进程可能有几十到几百个 VMA。内核需要一种高效的数据结构来管理它们，支持：

• 按地址快速查找VMA（find_vma(mm, addr)）
• VMA 的插入和删除（mmap/munmap）
• 相邻 VMA 的合并（减少碎片）

Linux 6.x 使用Maple Tree（一种 B-tree 变体）来组织 VMA：

// 查找包含 addr 的 VMAstructvm_area_struct*find_vma(structmm_struct*mm,unsignedlongaddr);// 遍历指定范围内的所有 VMAVMA_ITERATOR(vmi,mm,start);for_each_vma_range(vmi,vma,end){// 处理 [vma->vm_start, vma->vm_end) 范围}

HMM 的 VMA 查找流程：

当hmm_range_fault(start, end)被调用时，内核需要：

1. 用find_vma()或 VMA iterator 找到覆盖[start, end)的所有 VMA
2. 检查每个 VMA 的vm_flags——跳过VM_IO、VM_PFNMAP等
3. 如果存在地址空洞（无 VMA 覆盖），返回错误

4.1 VMA 合并

当新创建的 VMA 与相邻 VMA 具有相同属性时，内核会自动合并它们以减少碎片：

合并前： VMA1: [0x1000, 0x2000) rw- 匿名 VMA2: [0x2000, 0x3000) rw- 匿名 ← 属性相同且地址连续 合并后： VMA1: [0x1000, 0x3000) rw- 匿名 ← 合并为一个 VMA

这对 HMM 是有利的——更大的 VMA 意味着更少的 VMA 遍历和边界检查。

5. 用户态如何创建 VMA

用户态通过系统调用操作 VMA：

每次这些操作修改地址空间时，都需要持有mmap_lock。HMM 也持有同一把锁来保证遍历时 VMA 不会突然变化。

6. 实验：用 /proc/pid/maps 观察 VMA

Linux 通过/proc/[pid]/maps暴露进程的所有 VMA：

$cat/proc/self/maps555555554000-555555558000 r--p 00000000 08:011234/usr/bin/cat555555558000-555555560000 r-xp 00004000 08:011234/usr/bin/cat555555560000-555555563000 r--p 0000c000 08:011234/usr/bin/cat555555564000-555555565000 rw-p 0000f000 08:011234/usr/bin/cat555555565000-555555586000 rw-p 00000000 00:000[heap]7ffff7d00000-7ffff7d28000 r--p 00000000 08:015678/usr/lib/libc.so.6 7ffff7d28000-7ffff7e80000 r-xp 00028000 08:015678/usr/lib/libc.so.6... 7ffffffde000-7ffffffff000 rw-p 00000000 00:000[stack]

每一行就是一个 VMA，格式为：

起始地址-结束地址 权限 偏移 设备号 inode 路径名

权限字段含义：

• r/-：可读 / 不可读 →VM_READ
• w/-：可写 / 不可写 →VM_WRITE
• x/-：可执行 / 不可执行 →VM_EXEC
• p/s：私有 / 共享 →VM_SHARED

更详细的用法请参加后面的关联阅读。

6.1 动手实验：创建不同类型的 VMA

下面这个小程序创建了几种典型的 VMA，然后打印/proc/self/maps让你直观看到它们：

// vma_demo.c// 编译: gcc -o vma_demo vma_demo.c// 运行: ./vma_demo#include<stdio.h>#include<stdlib.h>#include<string.h>#include<sys/mman.h>#include<fcntl.h>#include<unistd.h>intmain(void){// 1. 匿名私有映射（类似 malloc 大块分配）void*anon_priv=mmap(NULL,4096*4,PROT_READ|PROT_WRITE,MAP_PRIVATE|MAP_ANONYMOUS,-1,0);// 2. 匿名共享映射（可用于父子进程通信）void*anon_shared=mmap(NULL,4096*2,PROT_READ|PROT_WRITE,MAP_SHARED|MAP_ANONYMOUS,-1,0);// 3. 文件私有映射（COW）intfd=open("/etc/hostname",O_RDONLY);void*file_priv=NULL;if(fd>=0){file_priv=mmap(NULL,4096,PROT_READ,MAP_PRIVATE,fd,0);close(fd);}// 4. 堆分配（brk 管理的 VMA）void*heap=malloc(1024);// 写入数据使页面真正分配memset(anon_priv,'A',4096);memset(anon_shared,'B',4096);// 打印所有 VMAprintf("=== PID %d 的 VMA 列表 ===\n\n",getpid());printf("anon_priv @ %p (匿名私有, rw-p)\n",anon_priv);printf("anon_shared @ %p (匿名共享, rw-s)\n",anon_shared);if(file_priv)printf("file_priv @ %p (文件私有, r--p)\n",file_priv);printf("heap @ %p (堆, rw-p)\n",heap);printf("\n--- /proc/self/maps ---\n\n");// 读取并打印 mapsFILE*f=fopen("/proc/self/maps","r");charline[256];while(fgets(line,sizeof(line),f))fputs(line,stdout);fclose(f);// 清理munmap(anon_priv,4096*4);munmap(anon_shared,4096*2);if(file_priv)munmap(file_priv,4096);free(heap);return0;}

运行示例输出（关键部分）：

=== PID 12345 的 VMA 列表 === anon_priv @ 0x7f8a00010000 (匿名私有, rw-p) anon_shared @ 0x7f8a00008000 (匿名共享, rw-s) file_priv @ 0x7f8a00007000 (文件私有, r--p) heap @ 0x5555555592a0 (堆, rw-p) --- /proc/self/maps --- 555555559000-55555557a000 rw-p 00000000 00:00 0 [heap] 7f8a00007000-7f8a00008000 r--p 00000000 08:01 1234 /etc/hostname ← 文件私有 7f8a00008000-7f8a0000a000 rw-s 00000000 00:00 0 ← 匿名共享 7f8a00010000-7f8a00014000 rw-p 00000000 00:00 0 ← 匿名私有 ... 7ffffffde000-7ffffffff000 rw-p 00000000 00:00 0 [stack]

注意观察：

• 匿名私有：rw-p，无文件路径
• 匿名共享：rw-s，无文件路径（注意s而非p）
• 文件私有：r--p，有文件路径
• 堆：rw-p，标记为[heap]

7. mmap_lock：保护地址空间的锁

我们已经知道 VMA 是地址空间的管理单元，而用户态随时可能通过mmap()、munmap()等系统调用增删 VMA。与此同时，内核的其他路径（如缺页处理、HMM 的hmm_range_fault()）也需要遍历 VMA。如果这些操作并发执行，没有保护机制的话，正在遍历的 VMA 可能突然被删除——这会导致内核崩溃。

Linux 用mm_struct中的mmap_lock解决这个问题。它是一个读写信号量（rw_semaphore），保护整个地址空间的 VMA 结构：

HMM 的锁规则：

// 驱动使用 HMM 的典型模式mmap_read_lock(mm);hmm_range_fault(&range);// 遍历 VMA + 页表mmap_read_unlock(mm);

如果不持有mmap_lock，VMA 可能在遍历过程中被munmap()删除，导致内核崩溃。这也是 HMM 使用mmu_interval_notifier序列号协议的原因之一——即使持有锁，页表仍可能在锁释放的瞬间被修改。

8. 与 HMM 的联系

hmm_range_fault()接收一个虚拟地址范围[start, end)，其内部流程的第一步就是 VMA 相关的检查：

// 简化的 hmm_range_fault 逻辑inthmm_range_fault(structhmm_range*range){// 1. 确认 mmap_lock 已持有// 2. walk_page_range() 内部会遍历 VMA：// - 跳过 VM_PFNMAP / VM_IO 类型的 VMA// - 根据 VMA 的 vm_flags 判断读写权限// - 对于地址空洞（无 VMA），报告错误// 3. 在有效 VMA 范围内遍历页表、提取 PFN}

没有 VMA，就没有合法的地址范围；没有 vm_flags，HMM 就不知道设备能以什么权限访问。

9. 本篇关键代码路径

10. 下篇预告

第 2 篇：struct page 与 PFN——VMA 背后的物理存储

我们现在知道了地址空间如何被划分为 VMA，但 VMA 只是虚拟的描述——它说"这块地址可读可写"，但实际的数据存储在哪里？答案是物理页帧，由struct page管理。

下一篇我们将深入struct page（以及现代的folio），理解内核如何为每个物理页帧维护元数据。HMM 的一个关键创新是：让设备内存（GPU VRAM）也拥有struct page，从而能被内核框架统一管理。

11. 思考题

1. 一个进程最多能有多少个 VMA？内核有限制吗？（提示：/proc/sys/vm/max_map_count）
2. 为什么 HMM 需要跳过VM_PFNMAP类型的 VMA？
3. 如果 GPU 驱动想让一块设备内存被 CPU 进程mmap，应该创建什么类型的 VMA？
4. 为什么64位地址，只使用48或者57位？

📚 关联阅读

• linux VMA创建场景详解：分析了用户态的哪些函数调用会操作VMA
• Linux /proc/＜pid＞/maps 内存映射调试指南：详细分析了maps用途