第八章：GPUVM：drm_gpuvm / drm_gpuva：GPU 虚拟地址空间管理框架概述

前文GPUVM：同一个灵魂，两副躯体——GPU 内存管理为何是 CPU MM 的“平行宇宙”给出了一个理解 GPUVM 的 viewpoint，本节开始进入这个新世界。首先要明确的是，这个新世界是因为GPU硬件的发展所带来的。

1. 新需求：从"内核代管映射"到 VM_BIND

1.1 旧模型的局限

传统的 GPU 内存提交模型是 BO-list + 隐式重定位（relocation）：用户空间每次提交命令时，把用到的 BO 列成一个 list 交给内核，内核在提交时决定/校验这些 BO 的 GPU 虚拟地址，并在必要时回填命令流。这个模型有几个根本问题：

• 每次提交都要处理整张 BO 列表，地址绑定与命令提交强耦合，开销大。
• 无法表达"部分绑定"：Vulkan 的稀疏资源（Sparse Resources）要求把一个巨大的虚拟地址区间的不同子区间，分别绑定到不同 BO 的不同偏移，甚至留空洞。
• 地址空间由内核隐式管理，用户态无法预先规划稳定的 GPU 虚拟地址布局。

1.2 新需求：显式的 GPU 地址空间管理（VM_BIND）

现代 Vulkan/计算驱动改用 VM_BIND 模型：

• 用户空间显式地把 [GPU_VA, GPU_VA+range) 绑定 / 解绑到某个 (GEM 对象, offset)，与命令提交解耦。
• 支持稀疏绑定：任意子区间独立 map/unmap，允许空洞。
• 地址空间由用户态规划，内核只负责维护"当前有哪些映射"以及据此更新 GPU 页表。

这带来一个新的、所有支持 VM_BIND 的驱动都要解决的公共问题：

如何在内核里高效地表示、查询、以及增量维护"一个 GPU 虚拟地址空间中的全部映射"，并在用户请求 map/unmap 时正确地对已有映射做拆分与合并？

在 GPUVM 出现前，nouveau、Xe 等驱动各自实现这套逻辑，代码高度重复且容易出错。drm_gpuvm 就是把它提取为 DRM core 的通用框架——定位与 drm_gem_object 提取"对象管理"完全对称，只不过这里提取的是"地址空间管理"。

2. 设计思考

2.1 三个核心抽象

框架用三个结构体分工，各自回答一个问题：

2.2 “只提供机制，不强加策略”

和 GEM 一样，GPUVM 坚持框架化设计：

• 不分配内存、不碰页表：框架只维护"软件视图"（哪些 VA 区间被占、指向谁）。真正的页表更新由驱动在回调里完成。drm_gpuvm / drm_gpuva 都被设计为嵌入驱动自己的结构体，框架自身不做 drm_gpuva 的分配。
• 可在 dma-fence 信号临界区安全运行：由于插入 drm_gpuva 所需的数据结构已内联在结构体里，驱动只要预分配 drm_gpuva，就能在 fence 信号路径（不允许分配内存）中安全地更新地址空间视图。
• 地址/范围单位无关：框架不假设单位是字节还是页，驱动自行约定。

2.3 拆分与合并（Split & Merge）——框架的核心价值

VM_BIND 的难点在于：一个新的 map/unmap 请求可能与已有映射任意重叠。框架把"如何把新请求干净地整合进现有地址空间"抽象成一个算法，输出一串操作序列：

• 对一个 map 请求，最多产生：任意数量的 unmap + 至多两个 remap（头尾各一个被切开的旧映射）+ 一个 map。
• 对一个 unmap 请求：区间内完全包含的旧映射产生 unmap；仅部分重叠的旧映射产生 remap（切开后保留未覆盖部分）。

驱动拿到这串操作后，据此做增量页表更新（delta update），而不必推倒重来。drm_gpuva_op_unmap.keep 字段还提示：被拆掉的映射与原请求物理连续，其 PTE 可以保留复用。

2.4 两种消费方式：回调 vs. 操作列表

框架提供两条使用路径，权衡"内存分配"与"可重复迭代"：

• drm_gpuvm_sm_map() / drm_gpuvm_sm_unmap()：直接回调驱动（drm_gpuvm_ops 的 sm_step_map/remap/unmap）。不额外分配，适合简单场景。
• drm_gpuvm_sm_map_ops_create() / …_unmap_ops_create()：把操作序列物化成一个 drm_gpuva_ops 链表，可多次迭代。典型用法是在允许分配内存的上下文里迭代一次（分配页表、预分配 drm_gpuva），再在 dma-fence 信号临界区迭代一次（真正提交）。代价是要为 ops 分配内存。

2.5 锁与两种模式

• 默认（resv-protected）：drm_gem_object.gpuva.list 由该 GEM 的 dma_resv 锁保护。VM 私有对象可共享一个 dma_resv（resv object），从而用一把锁 + drm_exec 高效锁住整组对象。
• DRM_GPUVM_IMMEDIATE_MODE（6.18 引入）：为"在 fence 信号路径中修改 GPUVM"设计，此时 gpuva.list 由专门的 gpuva.lock mutex 保护（不能在持锁时分配内存）。

2.6 外部对象与被驱逐对象列表

drm_gpuvm_bo 因为对 (VM, BO) 唯一，被复用为两张加速列表的表项：

• 外部对象（extobj）列表：dma_resv 与 VM 公共 dma_resv 不同的对象（即共享/导入对象）。加锁时需要单独处理。
• 被驱逐对象（evicted）列表：被 TTM 驱逐、需要在下次提交前重新校验/回迁的对象。

drm_gpuvm_exec_lock() + drm_gpuvm_validate() 借助这两张表，能一次性锁住并校验一个 VM 关联的所有对象，避免遍历全部映射。

3. 数据结构与关系

3.1 drm_gpuva：一条映射

struct drm_gpuva {
struct drm_gpuvm *vm; // 所属地址空间
struct drm_gpuvm_bo *vm_bo; // (BO, VM) 组合抽象
enum drm_gpuva_flags flags; // INVALIDATED / SPARSE / USERBITS
struct { u64 addr; u64 range; } va; // GPU VA 区间 [addr, addr+range)
struct { u64 offset; struct drm_gem_object *obj; // 映射到哪个对象的哪段偏移
struct list_head entry; } gem; // 挂到 drm_gpuvm_bo 的链表
struct { struct rb_node node; // 插入区间树
struct list_head entry; u64 __subtree_last; } rb;
};

• va + rb：让映射能按地址被查找（drm_gpuva_find*）与遍历。
• gem：obj+offset 精确指向对象内一段；entry 让"从对象反查其全部映射"成为可能。
• flags：DRM_GPUVA_INVALIDATED 表示后端 BO 已失效（被驱逐，页表需重建）；DRM_GPUVA_SPARSE 表示稀疏映射。

3.2 三层结构关系图

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按地址组织 (区间树)

rb-tree / maple-tree

gem.entry

gem.entry

gem.entry

引用/挂载

引用/挂载

extobj / evicted 列表

drm_gpuvm(一个 GPU 虚拟地址空间)

drm_gpuva #1[a, +r) → obj_A@off0

drm_gpuva #2[b, +r) → obj_B@off0

drm_gpuva #3[c, +r) → obj_A@off1

drm_gpuvm_bo(obj_A, vm)

drm_gpuvm_bo(obj_B, vm)

drm_gem_object A(gpuva.list)

drm_gem_object B(gpuva.list)

• drm_gpuvm：整个地址空间，内部用区间树（新版用 maple tree）索引全部 drm_gpuva；含一个代表内核保留区的特殊 drm_gpuva 节点。
• drm_gpuvm_bo：(BO, VM) 组合的唯一抽象，聚合该对象在该 VM 中的所有映射，同时充当 extobj/evicted 列表表项。通过 drm_gpuvm_bo_obtain() 获取（存在则复用，否则新建）。
• drm_gpuva：一条映射，同时挂在 drm_gpuvm（按 VA 查）和 drm_gpuvm_bo（按对象查）两处。

4. Split & Merge 操作模型

enum drm_gpuva_op_type { DRM_GPUVA_OP_MAP, REMAP, UNMAP, PREFETCH, DRIVER };

struct drm_gpuva_op_map { struct { u64 addr, range; } va;
struct { u64 offset; struct drm_gem_object *obj; } gem; };
struct drm_gpuva_op_unmap { struct drm_gpuva *va; bool keep; };
struct drm_gpuva_op_remap { struct drm_gpuva_op_map *prev, *next; // 头尾保留段
struct drm_gpuva_op_unmap *unmap; }; // 被切开的旧映射

一个 map 请求整合进现有空间时，典型形态（新映射覆盖并切开一个更大的旧映射）：

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请求后 = remap(prev)+unmap(old)+map+remap(next)

请求

请求前

old: [0 ………. 3) → obj@n

req: [1 .. 2) → obj2@m

[0 .. 1) → obj@n (prev, keep)

[1 .. 2) → obj2@m (new map)

[2 .. 3) → obj@n+2 (next, keep)

要点：一次 map 最多切开头尾两个旧映射，因此至多两个 remap；keep 提示中间被切下来的连续 PTE 可保留，驱动只需做增量更新。

5. API 接口速览

5.1 生命周期与地址空间

5.2 映射的增删查

5.3 Split & Merge

5.4 (BO, VM) 组合与加锁校验

6. 典型使用流程（VM_BIND）

6.1 一次 map 请求的处理时序

GPU 页表

drm_gpuvm (框架)

驱动

用户态 (VM_BIND ioctl)

GPU 页表

drm_gpuvm (框架)

驱动

用户态 (VM_BIND ioctl)

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loop

[允许分配的上下文]

进入 dma-fence 信号临界区（不可分配内存）

alt

[MAP]

[REMAP]

[UNMAP]

loop

[drm_gpuva_for_each_op]

bind(gpu_va, range, bo, offset)

drm_gpuvm_bo_obtain(vm, bo) (复用/新建 vm_bo)

drm_exec + drm_gpuvm_exec_lock() (锁住相关 resv)

drm_gpuvm_sm_map_ops_create(req)

drm_gpuva_ops (unmap/remap/map 序列)

为每个 map/remap 预分配 drm_gpuva + 页表内存

写入新 PTE

drm_gpuva_map() (插入视图 + link 到 vm_bo)

增量更新 PTE (利用 keep)

drm_gpuva_remap()

清除 PTE

drm_gpuva_unmap() (从视图移除 + unlink)

drm_gpuvm_resv_add_fence()

完成 (返回 fence)

6.2 驱动侧集成清单

7. 与 drm_gem_object 的关系

• drm_gem_object 通过 gpuva.list（+ 可选 gpuva.lock）持有"指向自己的全部映射"的反向链表；这条链表上的表项经由 drm_gpuvm_bo 聚合到具体 drm_gpuva。
• 单向关联：一个 GEM 对象可被多条 drm_gpuva（同一或不同 VM）映射；每条 drm_gpuva 只指向一个 GEM 对象。
• 与 CPU 侧对称：drm_gem_object.vma_node 管 CPU mmap 偏移，drm_gpuva 管 GPU 地址映射——一个对象同时活在两个地址空间里。

8. 版本时间线

9. 框架的采用现状（生态视角）

drm_gpuvm 作为 DRM core 提取的通用地址空间管理框架，其采用是渐进式的——它诞生于 VM_BIND 类驱动的共同需求，因此最早由这些驱动落地，其它驱动则按自身节奏对照/迁移。可以把生态分成三档：

因此看待某个具体驱动（如 amdgpu）时，应把它理解为这条采用曲线上的一个当前状态点，而非框架的适用性判断：

• 本文描述的是 DRM core 的通用框架语义，以原生采用者的实践为参照。
• amdgpu 的自研实现与本框架在要解决的问题上高度同构（地址空间视图、映射的拆分合并、驱逐/失效、按需建页表），因此理解 drm_gpuvm 有助于对照阅读 amdgpu 自有实现。
• 是否迁移取决于收益权衡（代码复用 vs. 迁移成本与既有特性），这类演进通常与 SVM、recoverable page fault 等新特性的推进相互牵引，可作为跟进方向。