每个进程都拥有一段连续而且平坦的虚拟地址空间，这段连续的空间被划分为两大部分：用户空间和内核空间。在x86-32架构下，用户空间占据最低端的3G，内核空间占据最高的1G。事实上，每个进程并不会同时使用掉整个3G的地址空间，因此整个用户空间又进一步被划分为若干个虚拟内存区域(struct vm_area_struct)，每个内存区域都有相应的访问权限，并且针对当前的内存区域还有具体的操作函数。
对于内核空间而言，根据不同的映射规则，整个内核空间划分为四大部分：物理内存映射区、vmalloc区、永久内核映射区和固定映射的线性地址区域。内核空间的映射情况如下图所示：
其中vmalloc区(struct vm_struct)跟用户空间的虚拟内存区域有些类似，它们都是利用分散的物理页框构建连续的虚拟地址区间。
非连续内存区的数据结构
vmalloc区也被称为非连续内存区域，整个非连续内存区的起始地址定义为VMALLOC_START宏，结束地址定义为VMALLOC_END宏。它由若干个vmalloc区组成，每个vmalloc区之间间隔4KB，这是为了防止非法的内存访问。内核中使用vm_struct结构来表示每个vmalloc区，也就是说，每次调用vmalloc()函数在内核中申请一段连续的内存后，都对应着一个vm_struct，系统中所有的vmalloc区组成一个链表，链表头指针为vmlist。vm_sttruct结构在最新内核源码的描述如下(本文所涉及的内核源码均来自v3.0.4)：
struct vm_struct {
struct vm_struct *next;
void *addr;
unsigned long size;
unsigned long flags;
struct page **pages;
unsigned int nr_pages;
unsigned long phys_addr;
void *caller;
};
下面是这个结构中各个字段的解释：
next：所有的vm_struct结构组成一个vmlist链表，该字段指向下一个节点；
addr：vmalloc()最终是在内核空间中申请一个内存区域，addr代表这段子区域的起始地址；
size：表示子区域的大小；
flags：表示该非连续内存区的类型，VM_ALLOC表示由vmalloc()映射的内存区，VM_MAP表示通过vmap()映射的内存区，VM_IOREMAP表示通过ioremap()将硬件设备的内存映射到内核的一段内存区；
pages：指针数组，该数组的成员是struct page*类型的指针，每个成员都关联一个映射到该虚拟内存区的物理页框；
nr_pages：pages数组中page结构的总数；
phys_addr：通常为0，当使用ioremap()映射一个硬件设备的物理内存时才填充此字段；
caller：表示一个返回地址；
vmalloc()的实现
vmalloc()内部封装了__vmalloc_node()，该函数的原型和调用如下代码所示。其中，size表示要分配子内存区的大小，它通过vmalloc()传递过来的；align表示将所申请长度的内存区分为几部分，1表示将size大小的虚拟内存区作为一个整体；gfp_mask描述页面分配的标志，GFP_KERNEL|__GFP_HIGHMEM表明内存管理子系统将从高端内存区(ZONE_HIGHMEM)中分配内存空间；prot描述当前页的保护标志；node表示在哪个节点(struct pg_data_t)上为这段子内存区分配空间，-1表明在当前节点中分配；caller表示该函数的返回地址。
static void *__vmalloc_node(unsigned long size, unsigned long align,
gfp_t gfp_mask, pgprot_t prot,
int node, void *caller)
void *vmalloc(unsigned long size)
{
return __vmalloc_node(size, 1, GFP_KERNEL | __GFP_HIGHMEM, PAGE_KERNEL,
-1, __builtin_return_address(0));
}
__vmalloc_node函数的主要功能分为两部分：
1.在非连续内存区的起始和终止地址之间查找一个空闲的内存区域，这部分由__get_vm_area_node()完成。
2.为该子内存区分配物理页框，并将分散的物理页框分别映射到连续的vmalloc区中，这部分由__vmalloc_area_node()完成。
__vmalloc_node()一开始会先修正一下自内存取的大小，PAGE_ALIGN将size的大小修改成页大小的倍数。假如要申请1KB的内存区，那么事实上分配的是4KB大小(一个页大小)的区域。接着进行size合法性的检查，如果size为0，或者size所占页框数大于系统当前空闲的页框数(totalram_pages)，将返回NULL，既申请失败。
如果子内存区大小合法，__get_vm_area_node()将在整个非连续内存区中查找一个size大小的子内存区。该函数先遍历整个vmlist链表，依次比对每个vmalloc区，直到找到满足要求的子内存区为止。接着为这个子内存区建立一个vm_struct结构，再将这个结构插入到整个vmlist链表中。该函数的详细实现过程本文不做分析。
static void *__vmalloc_node(unsigned long size, unsigned long align,
gfp_t gfp_mask, pgprot_t prot,
int node, void *caller)
{
struct vm_struct *area;
void *addr;
unsigned long real_size = size;
size = PAGE_ALIGN(size);
if (!size || (size >> PAGE_SHIFT) > totalram_pages)
return NULL;
area = __get_vm_area_node(size, align, VM_ALLOC, VMALLOC_START,
VMALLOC_END, node, gfp_mask, caller);
if (!area)
return NULL;
addr = __vmalloc_area_node(area, gfp_mask, prot, node, caller);
kmemleak_alloc(addr, real_size, 3, gfp_mask);
return addr;
}
__vmalloc_area_node()的实现
当__get_vm_area_node()创建了一个新的vm_struct结构后，接下来就要通过__vmalloc_area_node()为这个子内存区分配真正的物理页。
首先计算通过右移PAGE_SHIFT位来计算nr_pages，它表示这个子内存区映射的页数。接着根据子内存区所映射的页框数计算pages数组的大小，这个数组的元素为struct page*型，每个元素都指向一个用来描述物理页框的page结构。
static void *__vmalloc_area_node(struct vm_struct *area, gfp_t gfp_mask,
pgprot_t prot, int node, void *caller)
{
struct page **pages;
unsigned int nr_pages, array_size, i;
gfp_t nested_gfp = (gfp_mask & GFP_RECLAIM_MASK) | __GFP_ZERO;
nr_pages = (area->size - PAGE_SIZE) >> PAGE_SHIFT;
array_size = (nr_pages * sizeof(struct page *));
area->nr_pages = nr_pages;
接着，__vmalloc_area_node()为页描述符指针数组分配空间。如果这个指针数组的大小超过一个页的大小，那么递归调用__vmalloc_node()为其分配空间，也就是说pages数组本身就采用vmalloc区来存储；否则，通过kmalloc_node()为pages数组分配一段连续的空间，这段空间既位于内核空间的物理内存线性映射区。
接下来用刚才的局部变量pages更新area中的pages。如果pages数组分配失败，则调用remove_vm_area()将__get_vm_area_node()的到的vm_struct结构从vmlist中移除，并返回NULL，表示vmalloc()申请失败。
if (array_size > PAGE_SIZE) {
pages = __vmalloc_node(array_size, 1, nested_gfp|__GFP_HIGHMEM,
PAGE_KERNEL, node, caller);
area->flags |= VM_VPAGES;
} else {
pages = kmalloc_node(array_size, nested_gfp, node);
}
area->pages = pages;
area->caller = caller;
if (!area->pages) {
remove_vm_area(area->addr);
kfree(area);
return NULL;
}
现在到了最关键的时刻，通过一个循环依次为pages数组中的每个页面描述符分配真正的物理页框。需要注意的是page结构并不是代表一个具体的物理页框，只是用来描述物理页框的数据结构而已。如果node小于0，也就是未指定物理内存所在节点，那么使用alloc_page()分配一个页框，并将该页框对应的页描述符指针赋值给page临时变量；否则通过alloc_pages_node()在指定的节点上分配物理页框。接着将刚刚分配的物理页框对应的页描述符赋值给pages数组的第i个元素。一旦某个物理页框分配失败则直接返回NULL，表示本次vmalloc()操作失败。
for (i = 0; i < area->nr_pages; i++) {
struct page *page;
if (node < 0)
page = alloc_page(gfp_mask);
else
page = alloc_pages_node(node, gfp_mask, 0);
if (unlikely(!page)) {
area->nr_pages = i;
goto fail;
}
area->pages[i] = page;
}
if (map_vm_area(area, prot, &pages))
goto fail;
return area->addr;
fail:
vfree(area->addr);
return NULL;
}
到目前为止，__vmalloc_area_node()已经分配了所需的物理页框，但是这些分散的页框并没有映射到area所代表的那个连续vmalloc区中。map_vm_area()将完成映射工作，它依次修改内核使用的页表项，将pages数组中的每个页框分别映射到连续的vmalloc区中。
