VMA 与 Maple Tree：地址范围如何建立、变化与并发访问

只把三页映射的中间一页改成只读，maps 里却可能多出两段；解除中页后，留下的空洞又与 PROT_NONE 不同。下面围绕同一段三页地址空间⁠，追踪范围如何变化，再解释并发查找如何保护这些变化。

1. VMA 描述范围，页表描述范围内的当前翻译

一个普通 VMA 覆盖半开区间 [vm_start, vm_end)，包含起点而不包含终点。同一 mm_struct 的正常 VMA 不互相重叠；共享地址空间的线程通常共同引用该 mm，所以一个线程的 mprotect 会改变其他线程所见的映射权限。

手算：VMA 中的地址对应文件哪里

设基础页为 P，映射从地址 A 开始，vm_pgoff=8。对地址 A + 2P + 17，分两步定位：

1. 映射从文件第 8 个基础页开始，再前进 2 页，得到文件第 10 页。
2. 保留页内偏移 17，文件字节偏移为 10P + 17。

vm_pgoff 的单位是基础页，不是字节；它也不随这个文件描述符之后的 read/seek 推进。

一个文件 MAP_PRIVATE VMA 在写入后可以同时覆盖未改动的文件缓存页和已经分离的匿名 COW 页，因此 vm_file != NULL 不等于“每个脏页都会回写这个文件”。普通共享匿名映射在内核也可能由 shmem 文件对象支撑，用户标志 MAP_ANONYMOUS 与内部 vm_file 是否为空不是简单一一对应。

2. 用三页映射推演四个操作

mmap：先在地址空间中建立承诺

普通的非固定 mmap 可以提供地址提示，内核在不覆盖现有映射的前提下选择可用范围，完成权限、文件能力、偏移、资源限制等检查，并建立映射关系。新区域若与邻居满足合并条件，可能直接扩大已有 VMA，所以“一次 mmap 创建一个可永久识别的 VMA 对象”并不成立。

MAP_FIXED 的意义不同：它要求使用指定范围，并可替换已有映射。它不是普通提示失败后的无害强化版。若目标是“只有这段地址完全空闲才占用”，应了解 MAP_FIXED_NOREPLACE 及返回地址检查；不要先读 maps 看见空洞，再用 MAP_FIXED 假定期间无人占用。

通常数据页按需建立，但 MAP_POPULATE、锁定/预取要求和设备映射等路径可能做额外工作。文件 mmap 的建立经 file_operations 的相关接口接入，vm_operations_struct 的 fault 等回调用于之后的映射操作；不能发明一个通用 vm_ops->mmap() 并宣称所有文件都调用它。见 mmap(2)。

mprotect：为什么只改一页，却多了两个描述对象

假设 [A,A+3P) 原来可读写。把 [A+P,A+2P) 改为只读后，这三段已经不具有相同属性，原来一个 VMA 无法忠实描述它们，需要拆成前、中、后三段。内核还要对已存在的页表应用权限变化，并按要求维护 TLB；没有驻留页的部分则由新的 VMA 语义约束未来缺页。

这解释了一个看似反常的失败：即使没请求增加数据内存，mprotect 也可能因需要更多 VMA 元数据、超过映射数量限制而失败。仅“改 PTE 一个 bit”无法解释这个现象。将中页恢复读写后，兼容的相邻段可能重新合并，但合并还要检查后备对象、偏移连续性、匿名反向映射关系和其他属性，不能只比较 maps 中显示的 rw-p 四个字符。见 mprotect(2)。

munmap：解除的是映射，不必销毁数据本身

解除中页后，中间成为真正空洞。与仅禁止访问相比，它改变了地址空间的占用关系：

munmap 还要撤销翻译并释放相应引用；这一步不直接决定数据页的最终寿命。

如果页被另一个进程共享，或普通文件页还在页缓存中，解除本进程映射并不把它直接变成 buddy 空闲页。反过来，物理页已被回收换出时，合法 VMA 仍可存在。VMA 寿命、页表项寿命和数据页寿命必须分别推理。

mremap：地址可变，数据不必逐字节复制

扩大映射时，邻接范围若无法使用，允许移动的 mremap 可以选择新位置并搬移页表映射等状态。它能够避免某些用户数据复制，但仍有元数据、页表和失效成本，也不是所有映射都可随意移动。成功移动后，旧地址及其中保存的绝对自引用指针都需要按应用设计处理；“内容还在”不等于“原来的所有指针仍有效”。

把三种寿命放在同一画面中：先读取中央页，再解除它的映射，看看哪些范围、PTE 和缓存真的消失。恢复映射与恢复访问权限也可以分别操作。

$$file\_offset=Pvm\_pgoff+(a-vm\_start)$$

这条式子用于该 VMA 内的文件地址；a 必须先满足范围与访问条件，空洞不参与计算。

3. 可运行实验：直接观察这几个边界

下面保留五页 PROT_NONE 空间，用中间三页作实验，两边作为地址边界。每一步读取自身 maps 验证指定地址的属性；不访问只读页的写入地址，也不制造进程崩溃。

#define _GNU_SOURCE
#include <assert.h>
#include <inttypes.h>
#include <stdint.h>
#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <sys/mman.h>
#include <unistd.h>

static int permission(uintptr_t address, char output[5]) {
    FILE *file = fopen("/proc/self/maps", "r");
    assert(file != NULL);
    char line[1024];
    int found = 0;
    while (fgets(line, sizeof(line), file)) {
        uintptr_t start, end;
        char mode[5];
        if (sscanf(line, "%" SCNxPTR "-%" SCNxPTR " %4s",
                   &start, &end, mode) == 3 &&
            start <= address && address < end) {
            memcpy(output, mode, 5);
            found = 1;
            break;
        }
    }
    assert(fclose(file) == 0);
    return found;
}
static void check(unsigned char *base, size_t page,
                  const char *middle) {
    for (size_t i = 0; i < 3; ++i) {
        char mode[5] = "";
        int found = permission((uintptr_t)(base + i * page), mode);
        const char *expected = i == 1 ? middle : "rw-p";
        if (expected) {
            assert(found && strcmp(mode, expected) == 0);
        } else {
            assert(!found);
        }
        printf("page %zu: %s\n", i, found ? mode : "hole");
    }
}
int main(void) {
    long size = sysconf(_SC_PAGESIZE);
    assert(size > 0);
    size_t page = (size_t)size;
    unsigned char *whole = mmap(NULL, 5 * page, PROT_NONE,
                               MAP_PRIVATE | MAP_ANONYMOUS, -1, 0);
    assert(whole != MAP_FAILED);
    unsigned char *base = whole + page;
    assert(mprotect(base, 3 * page, PROT_READ | PROT_WRITE) == 0);
    puts("初始:"); check(base, page, "rw-p");
    assert(mprotect(base + page, page, PROT_READ) == 0);
    puts("中页只读:"); check(base, page, "r--p");
    assert(mprotect(base + page, page, PROT_READ | PROT_WRITE) == 0);
    puts("恢复权限:"); check(base, page, "rw-p");
    assert(munmap(base + page, page) == 0);
    puts("中页解除映射:"); check(base, page, NULL);
    assert(munmap(whole, 2 * page) == 0);
    assert(munmap(whole + 3 * page, 2 * page) == 0);
}

以 cc -std=c11 -Wall -Wextra -Werror vma-demo.c -o vma-demo 编译，不加 -DNDEBUG。检查按地址定位，不假定实际 VMA 边界完全等于 mmap 请求边界，也不强行断言恢复权限后内核一定选择某一种合并布局。maps 呈现的是 VMA 属性，无法据此断言中间三页已经实际分配了物理页。

4. Maple Tree 解决的是范围组织问题

地址空间需要回答多种查询：这个地址落在哪个映射中，下一段映射在哪里，某个区间与哪些 VMA 相交，以及哪里有足够大的空洞放置新映射。旧实现用红黑树和链表协作；Maple Tree 用面向范围的多分支结构及迭代接口承担这些工作，在减少树高、改进局部性和维护范围信息方面提供收益。

先明确查询要返回多少结果，再讨论树的收益：

Maple Tree 改善树高、局部性与范围组织；跨越大量映射的删除和遍历，仍要支付与涉及对象规模相关的工作。

VMA 使用半开区间，Maple Tree 范围接口使用含末端的索引范围时，会相应表达为 [vm_start, vm_end-1]。值是 VMA 指针，范围边界用于决定搜索方向。节点类型、槽数和 pivot 布局属于实现细节；树不是像页表一样每一级固定消费地址的某 9 位，也不能按页表层次给 Maple Tree 发明固定地址覆盖表。

存储空洞信息让分配搜索有机会跳过不可能容纳请求的子树，而不必依次试每个字节。例如需要 4P 连续虚拟空间时，总空闲 8P 仍可能由多个 1P 空洞组成；范围索引需要寻找足够长的单段。这是虚拟地址碎片⁠，与 buddy 找不到连续物理页的碎片属于不同问题。见 Maple Tree 设计与 API。

“找到后继”不等于“地址已被覆盖”

一些查找接口允许在空洞中返回下一个 VMA。以 find_vma(mm, address) 的常见契约为例，结果可为第一个 vm_end > address 的 VMA；若 address < vm_start，地址仍在空洞中。调用者必须按接口语义再判定覆盖，不能只判断返回非空。只需要精确覆盖时，应选择对应接口并遵守其锁定要求。

把探针停在区间末端和空洞中，比较“返回了哪个候选”与“候选是否覆盖”。结束边界不属于原范围。

5. 读树、锁 VMA 与锁页表为什么不能合成一把锁

考虑线程 R 在地址 A 缺页，线程 W 同时对 A 执行 munmap。R 从树中得到 VMA 指针后，若 W 把范围摘除并回收对象，R 再访问字段就可能 use-after-free。即使 RCU 延迟了对象回收，R 读到的起点、终点、后备对象也仍需组成允许当前缺页处理的稳定状态。

三层保护，各自稳定不同对象

rmap 相关锁还服务于从页反查映射。支持的缺页路径可尝试 per-VMA 方案，无法建立保证时回到更广泛的协调路径；获得一层读锁不自动授予另一层写权限。

竞争发生时：验证失败就重试

读者 R 先找到候选，尝试稳定 VMA 并验证地址；写者 W 在撤销范围前按协议取得排他权。R 若无法建立所需保证，就重试或采用更保守的 mm 级锁路径。

耗时 I/O 还可能要求释放、重取锁并重新验证。等待期间，原先成立的“地址仍在这个 VMA 内”可能已经改变，不能拿旧查找结果直接继续。

Maple Tree 的 RCU 能力只解决其中一部分：遍历节点的并发安全不自动证明数据对象长期不变，也不意味着所有写者都复制整棵树再替换。当前支持的架构已经有 per-VMA 缺页路径，不能继续写成遥远未来；但也不能反过来宣称 mmap_lock 已经消失。锁契约见 Process Addresses，目标内核可从 lock_vma_under_rcu() 等入口定位。

6. 最后把缺页处理接回这个模型

同样是写保护异常，处理结果取决于软件语义：

硬件报告现象，VMA 与后备状态决定解释。handle_mm_fault() 因而不是“找到范围就分配一页”的统一动作。

即使 VMA 合法，文件映射访问超出后端文件有效范围也可能产生 SIGBUS；分配失败、特殊映射和换入也有各自处理结果。handle_mm_fault() 因而不能概括为“找到 VMA 就分配一个新页”。可能复用页缓存、处理换入、分离私有页，或按操作契约拒绝访问。

排查时先用 maps 判断范围和权限，再用 smaps/smaps_rollup 区分驻留与共享占用，最后结合 fault、I/O 与内存压力定位成本。大量 mmap/mprotect 可能增加 VMA 数和元数据开销；但 maps 很长并不独自证明它是性能瓶颈。物理分配侧的问题接 物理内存管理，驻留页如何被回收接 页面回收与交换。