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1. mm/swap: 使用 swap_ops 方法表重构 swap 设备接口
2. slab: 编译器辅助的基于类型的 slab cache 分区
3. s390/mm: 在 lazy MMU 模式下批量化 PTE 更新
4. HQ-spinlock: NUMA 感知的分层队列自旋锁
5. 在 mmap 同步预读中使用高阶 folio
6. mm/huge_memory: 优化需要拆分 huge PMD 时的迁移路径
7. 设备页面的 fault 时迁移
8. mm/memory-failure: 为不可恢复页面增加 panic 选项
9. DAMON_RECLAIM/LRU_SORT 默认监控全部系统物理内存
10. DAMON_STAT 新增 kdamond_pid 模块参数
11. DAMON_RECLAIM 支持监控间隔自动调优
12. userfaultfd: 匿名内存工作集跟踪
13. mm: 修复 vmemmap 优化的统计与初始化问题
14. mm/vmalloc: 防止 decay_va_pool_node() 中的 RCU stall
15. PM: hibernate: 修复 swap pin 在重设失败时的保持
16. mm/memblock: 修复 reserve_mem_release_by_name() 的 off-by-one 页面泄漏

1. mm/swap: 使用 swap_ops 方法表重构 swap 设备接口

系列：[PATCH v3 0/3] mm/swap: use swap_ops to register swap device's methods作者： Baoquan He（Red Hat），Co-developed-by: Barry Song版本： v3（3个patch）

背景

Linux 内核 swap 子系统目前支持三种 swap 后端设备类型：基于文件系统的 swap（bdev_fs）、同步块设备（bdev_sync）和异步块设备（bdev_async）。每种设备类型在执行 read 和 write 操作时需要调用不同的底层函数。在现有实现中，这些分发逻辑分散在 swap_read_folio() 和 __swap_writepage() 等函数内部，通过多层 if/else 条件判断 sis->flags 中的 SWP_FS_OPS 和 SWP_SYNCHRONOUS_IO 标志位来选择对应的处理函数。此外，源文件 mm/page_io.c 的命名也具有误导性——该文件中的代码仅涉及 swap I/O，与通用的 page I/O 无关。

解决的问题

• 读写路径中的条件分发逻辑重复且分散，swap_read_folio() 和 __swap_writepage() 内部各有一套独立的 if/else 链式判断，增加了代码维护成本
• 源文件名 mm/page_io.c 不能准确反映其内容（纯 swap I/O），容易造成混淆
• 写操作相关函数名（如 swap_writepage_fs）仍使用 "page" 命名，与对应的读操作函数名（如 swap_read_folio_fs）不一致
• 未来添加新的 swap 设备类型时，需要在多处条件判断中插入新分支，扩展性差

如何做

整个方案分三步实现，核心思想是引入 ops 方法表（operations table）模式，将运行时的条件分发转化为初始化时的一次性绑定。

首先（Patch 1），将 mm/page_io.c 重命名为 mm/swap_io.c，并同步更新 MAINTAINERS、mm/Makefile 和 mm/swap.h 中的引用。

核心改动在 Patch 2 中完成。定义了新的 struct swap_ops 方法表结构体，包含两个函数指针：

structswap_ops {
void (*read_folio)(struct swap_info_struct *sis,
                       struct folio *folio,
                       struct swap_iocb **plug);
void (*write_folio)(struct swap_info_struct *sis,
                        struct folio *folio,
                        struct swap_iocb **plug);
};

在 struct swap_info_struct 中新增 const struct swap_ops *ops 字段。为三种设备类型定义了三个静态 const 方法表实例：bdev_fs_swap_ops、bdev_sync_swap_ops 和 bdev_async_swap_ops。新增 init_swap_ops() 函数，在 swapon 系统调用中一次性选择并绑定正确的方法表。原来的 __swap_writepage() 函数被完全移除，其调用点直接替换为 sis->ops->write_folio() 调用。读路径 swap_read_folio() 中的三路 if/else 判断也被替换为单一的 sis->ops->read_folio() 调用。

最后（Patch 3），将写操作函数从 swap_writepage_* 重命名为 swap_write_folio_*，使其与读操作对应函数 swap_read_folio_* 命名保持一致。

收益

作者未提供性能数据。从代码逻辑推断，该系列的主要收益在于代码可维护性和扩展性：通过 ops 方法表模式，未来新增 swap 设备类型时只需定义一个新的 struct swap_ops 实例并在 init_swap_ops() 中增加一个分支即可，无需在多个读写路径中逐一添加条件判断。

2. slab: 编译器辅助的基于类型的 slab cache 分区

系列：[PATCH v2] slab: support for compiler-assisted type-based slab cache partitioning作者： Marco Elver（Google），Co-developed-by: Harry Yoo（Oracle）版本： v2（1个patch）

背景

Linux 内核在 6.6 版本引入了 CONFIG_RANDOM_KMALLOC_CACHES 安全加固机制，为通用 kmalloc 分配创建 16 个 slab cache 副本，每次分配时根据调用者地址（_RET_IP_）和 per-boot 随机种子进行哈希，将对象随机分配到不同的 cache 中。然而，这种随机化方案存在根本性的概率局限：cache 分配是基于调用地址而非对象类型的，攻击者可以通过在多台机器上重试攻击来绕过随机化。此外，同一类型的对象可能因来自不同调用站点而被分散到不同 cache 中，而不同类型的对象也可能因调用地址哈希冲突而被放入同一 cache。

解决的问题

• RANDOM_KMALLOC_CACHES 的概率性隔离无法保证特定类型之间的确定性分离，攻击者有机会通过重试绕过
• 无法区分包含指针的对象（pointer-containing objects）和不包含指针的纯数据对象（pointerless objects），而这种区分对于阻止一类重要的内存腐败利用至关重要
• 现有基础设施命名和接口与"随机化"概念强耦合，缺乏对其他分区策略的抽象

如何做

该 patch 的核心思想是利用 Clang 22 引入的 allocation token 编译器特性（__builtin_infer_alloc_token），将 slab cache 的选择从"基于调用地址的随机哈希"升级为"基于类型的确定性映射"。

在架构层面，将 CONFIG_RANDOM_KMALLOC_CACHES 泛化为 CONFIG_PARTITION_KMALLOC_CACHES 框架，提供两种可选模式：原有的 CONFIG_RANDOM_KMALLOC_CACHES（随机模式，仍为默认）和新增的 CONFIG_TYPED_KMALLOC_CACHES（类型模式，需要 Clang 22+）。

引入抽象类型 kmalloc_token_t，封装分区所需的 token 信息。核心宏 __kmalloc_token(...) 在类型模式下展开为 __builtin_infer_alloc_token(__VA_ARGS__)。编译器能识别 kmalloc(sizeof(T), ...)、(T *)kmalloc(...) 等常见模式，并返回一个基于类型名哈希的 token ID。

Clang 的默认 token ID 计算采用 "typehashpointersplit" 模式：ID 空间的上半部分保留给包含指针的类型，下半部分给不包含指针的类型。编译标志 -falloc-token-max=16 将 token 值限制在 0-15 的范围内。命名体系全面重构：RANDOM_KMALLOC_CACHES_NR 改为 PARTITION_KMALLOC_CACHES_NR，slab cache 名称从 kmalloc-rnd-XX- 改为 kmalloc-part-XX-。整个 kmalloc API 链都通过宏链透传 token 参数。当 CONFIG_PARTITION_KMALLOC_CACHES 未启用时，kmalloc_token_t 定义为空结构体，所有相关参数被完全优化掉。

收益

作者提供了 x86 defconfig 内核启动后的 /proc/slabinfo 分布数据：

编译器类型推断失败的分配站点仅 186 个（相比 RFC 版本的 966 个大幅减少）。安全收益方面，将包含指针的对象和不含指针的纯数据对象隔离到不同 slab cache 中，可以有效阻止攻击者通过溢出原始缓冲区来覆写相邻对象中的指针。

3. s390/mm: 在 lazy MMU 模式下批量化 PTE 更新

系列：[PATCH v2 0/6] s390/mm: Batch PTE updates in lazy MMU mode作者： Alexander Gordeev（IBM）版本： v2（6个patch）

背景

在 s390 架构上，修改一个有效的 PTE 之前通常需要执行 IPTE（Invalidate Page Table Entry）指令。IPTE 的一个显著缺点是"它可能发起一个 machine-wide quiesce state"（机器级静默状态），相当于一个昂贵的全局硬件锁。然而，IPTE 指令本身支持通过 "Additional Entries" 字段一次失效最多 256 个 PTE，这一硬件能力此前在内核中完全未被利用。

解决的问题

• 每次 PTE 更新都触发单独的 IPTE 指令，导致频繁的 CEC 级 quiesce 事件，尤其在多 LPAR 环境下严重影响性能
• 现有的 lazy MMU mode 接口是 context-independent 的，不向架构层传递页表范围信息
• s390 代码中存在大量直接解引用页表指针（如 *ptep）而未使用标准 accessor（如 ptep_get()）的情况

如何做

通用层： Patch 1 新增 lazy_mmu_mode_enable_for_pte_range(mm, addr, end, ptep) 函数，替代原有的无参数 lazy_mmu_mode_enable()，向架构层传递地址空间和 PTE 范围信息。所有关键的 page-table walker 调用点均被更新（mm/mprotect.c、mm/madvise.c、mm/memory.c、mm/mremap.c、mm/vmalloc.c、fs/proc/task_mmu.c）。

s390 架构层： Patch 5 是核心实现，新增 arch/s390/mm/ipte_batch.c，引入 per-CPU 的 struct ipte_batch 数据结构。进入 lazy MMU 模式时，所有对 PTE 的修改写入缓存而非硬件页表。离开时，leave_ipte_batch() 扫描缓存中连续的有效 PTE 条目，通过 __ptep_ipte_range() 利用 IPTE 的 "Additional Entries" 字段一次性批量失效。

Patch 3 完成了 s390 全面的 ptep_get() 转换。Patch 6 引入 lazy_mmu 内核启动参数，基于 static_key 允许在启动时禁用 lazy MMU 模式以便调试。

收益

在 4 个 LPAR 并行执行 mprotect() 的极端场景下，quiesce 事件减少了约 25 倍。fork() 出现了约 1.5x 的可测量退化。

4. HQ-spinlock: NUMA 感知的分层队列自旋锁

系列：[RFC PATCH v3 0/7] HQ-spinlock作者： Anatoly Stepanov, Nikita Fedorov（Huawei）版本： v3 / RFC（7个patch）

背景

在高竞争场景下，现有 Linux 内核的 qspinlock 实现在多 NUMA 节点系统上表现不佳，根本原因在于频繁且昂贵的跨 NUMA cacheline 传输——发生在 "contender enqueue" 和 "MCS handoff" 两个环节。此前 Oracle 的 CNA-lock 仅优化了 handoff 阶段的跨节点流量，入队阶段的跨节点流量未被解决，且在 x86 平台无明显收益。

解决的问题

• qspinlock 的 MCS handoff 在跨 NUMA 节点时产生大量 cache-line bouncing，严重限制高竞争吞吐量
• CNA-lock 仅优化 handoff 阶段，入队阶段未被解决
• 需要无需为每把锁预分配 NUMA 元数据的方案

如何做

HQ-lock 是 cohort lock 和 queued spinlock 的混合体，采用两层竞争者组织架构。每个 NUMA 节点拥有独立的 FIFO 竞争者队列（struct numa_queue），多个活跃的 NUMA 队列通过单链表维护 FIFO 顺序。

锁传递分为 local handoff（同一 NUMA 队列内）和 remote handoff（不同 NUMA 队列间）。local handoff 优先执行，直到达到公平性阈值（hqlock_fairness_threshold，默认 1000）后执行 remote handoff。

为解决 struct qspinlock 大小约束，引入共享元数据池 meta_pool（struct lock_metadata 数组，大小 4096）。锁首次进入 slowpath 时通过 hash 查找可用槽位并绑定，释放时解绑。

v3 新增竞争检测机制：锁在 LOCK_MODE_QSPINLOCK 模式下跟踪 handoff 统计，只有当 general handoffs 超过 50 且 remote handoffs 超过 2 时才切换为 HQ 模式，确保低竞争场景无退化。

收益

Locktorture（单锁微基准）：

应用层：

低竞争场景（< 8 threads）下无退化，HQ-spinlock 吞吐与 qspinlock 持平。

5. 在 mmap 同步预读中使用高阶 folio

系列：[RFC PATCH 0/2] Use high-order folios in mmap sync RA作者： Anatoly Stepanov（华为 / Huawei）版本： RFC（2个patch）

背景

当用户通过 mmap() 映射文件并以特定模式访问时，在某些访问模式下——例如应用逐块访问大文件，每块大小恰好等于 RA 窗口——程序永远不会触及被标记为 readahead 的页面，因此异步预读（async RA）无法启动。这导致 page cache 中只会被 0 阶（order-0，即单个 4KB 页面）的 folio 填满。当 fault_around_bytes 启用时，filemap_map_pages() 需要逐个处理大量小 folio，性能显著下降。在 ARM64 架构上，0 阶 folio 无法利用 contiguous PTE（contpte）硬件特性。

解决的问题

• 同步预读路径仅生成 0 阶 folio，导致后续 filemap_map_pages() 映射性能低下
• ARM64 上无法获得 contpte 覆盖，TLB 效率低

如何做

在 struct readahead_control 中新增 sync_mmap_order 字段。在 do_sync_mmap_readahead() 的 mmap read-around 分支中，通过 __ffs(fault_around_pages) 计算出 fault_around_bytes 对应的 folio 阶数。在 page_cache_ra_order() 中，new_order 的初始值变为 max(ra->order, ractl->sync_mmap_order)，同时为不影响后续异步预读，仅当 ra->order >= ractl->sync_mmap_order 时才将 new_order 写回 ra->order。

Patch 1 还在 /proc/<pid>/smaps 中增加了 ContPTE(Rss) 字段，用于展示 ARM64 contpte 覆盖情况。

收益

测试场景：ARM64 上 mmap 一个 100MB 文件，以 4MB 步长逐块访问：

吞吐量提升约 3 倍，filemap_map_pages() 耗时降低约 **63%**。

6. mm/huge_memory: 优化需要拆分 huge PMD 时的迁移路径

系列：[PATCH 0/2] mm/huge_memory: optimize migration when huge PMD needs split作者： Wei Yang版本： v1（2个patch）

背景

在页面迁移流程中，当遇到 THP 的 PMD 映射需要被迁移时，try_to_migrate_one() 会调用 split_huge_pmd_locked() 并传入 freeze=true，将 huge PMD 拆分为多个 PTE 级别的 migration entry。拆分后，代码总是无条件地重启 page table walk，再逐个遍历所有 PTE。但如果 split_huge_pmd_locked() 已经成功将所有 PTE 设置为 migration entry，这次重启遍历完全是冗余的。

解决的问题

• split_huge_pmd_locked() 成功将 PMD 拆分为 migration entry 后，try_to_migrate_one() 仍做了一次冗余的 page table walk
• 缺少对共享 THP PMD 拆分场景的自测覆盖

如何做

将 split_huge_pmd_locked() 和 __split_huge_pmd_locked() 的返回类型从 void 改为 bool。返回 true 表示 PMD 已成功拆分为 migration entry（freeze 成功），false 表示未产生 migration entry。在 try_to_migrate_one() 中，返回 true 时直接 page_vma_mapped_walk_done() 完成遍历并 break 退出，跳过冗余的重启遍历。Patch 2 新增 split_shared_pmd() 自测函数。

收益

作者未提供性能数据。从代码逻辑推断，对于一个标准的 PMD（覆盖 512 个 4KB 页面），该优化在 freeze 成功路径上省去了 512 次 page_vma_mapped_walk() 的迭代。在页面迁移密集的场景（NUMA balancing、compaction、memory hotplug）中可减少不必要的 CPU 开销。

7. 设备页面的 fault 时迁移

系列：[PATCH v8 0/5] Migrate on fault for device pages作者： Mika Penttila（Red Hat）版本： v8（5个patch）

背景

在 GPU 计算和异构内存场景中，设备驱动需要将系统内存页面迁移到设备私有内存。当前内核提供两个独立的 API：hmm_range_fault() 用于将 not present 的页面 fault in，migrate_vma_*() 用于执行实际的页面迁移。驱动同时完成 fault 和 migration 时，面临 2~3 次 page table walk 的开销。作者指出，"one page table walk could cost over 1000 cpu cycles on X86-64"。

解决的问题

• 设备驱动同时执行 fault 和 migration 时需要多次 page table walk
• 两个独立 API 维护各自的 page table walk 逻辑，代码重复
• 缺少统一的"一次 walk 同时完成 fault + migration"的机制

如何做

核心设计是将 migrate_vma_*() 的 "collecting" 逻辑统一到 HMM 的 page table walk 中。新增 HMM_PFN_REQ_MIGRATE 输入标志和 HMM_PFN_MIGRATE/HMM_PFN_COMPOUND 输出标志，以及 MIGRATE_VMA_FAULT 标志。migrate_hmm_range_setup() 负责将 HMM pfn 数组转换为 migrate_vma 所需的 src[] / dst[] 格式。

对 mm/hmm.c 进行大规模重构，在 PTE/PMD 遍历中就地插入 migration entry（代码从原来 migrate_device.c 中搬移）。migrate_vma_setup() 被改写为调用 hmm_range_fault() + migrate_hmm_range_setup()。原来约 530 行的 migrate_vma_collect_* walker 被完全删除。

驱动新使用模式：一次 hmm_range_fault() 完成 fault + migration entry 设置，再 migrate_hmm_range_setup() + migrate_vma_pages() + migrate_vma_finalize() 完成迁移。

收益

将原来需要 2~3 次 page table walk 的操作合并为 1 次，在真实 GPU 驱动工作负载中，每减少一次 walk 可节省超过 1000 CPU 周期（x86-64）。同时删除了约 530 行重复代码，统一了 HMM 和 migrate_device 的 page table walk 逻辑。

8. mm/memory-failure: 为不可恢复页面增加 panic 选项

系列：[PATCH v4 0/3] mm/memory-failure: add panic option for unrecoverable pages作者： Breno Leitao（Debian/Meta）版本： v4（3个patch）

背景

当硬件报告的内存错误命中内核自身使用的页面（slab 对象、page table、内核栈等）时，memory_failure() 无法进行恢复，只能将该页面标记为 "Ignored" 并继续运行。被损坏的数据仍留在内核地址空间中，后续访问将导致不可预测的崩溃。作者给出了一个真实案例：多比特 ECC 错误命中 dentry cache 的 slab 页面，67 秒后 d_lookup() 访问了中毒的缓存行触发崩溃。

解决的问题

• 不可恢复的内核页面内存错误被静默忽略，系统在未来某个不可预测时刻崩溃，crash dump 无法追溯到原始硬件错误
• reserved page 在 get_hwpoison_page() 失败时被错误归类

如何做

新增 sysctl vm.panic_on_unrecoverable_memory_failure（默认 0）。核心判定函数 panic_on_unrecoverable_mf() 在以下三个条件同时满足时触发 panic：sysctl 已启用、恢复结果为 MF_IGNORED、页面类型属于 MF_MSG_KERNEL / MF_MSG_KERNEL_HIGH_ORDER / MF_MSG_UNKNOWN 之一。MF_MSG_GET_HWPOISON 被刻意排除，避免因瞬态引用计数竞争产生误报。Patch 1 细化了 reserved page 的分类，Patch 3 添加了完整的 sysctl 文档。

收益

作者未提供性能数据。核心收益在于可诊断性：启用后，不可恢复的内核内存错误在第一时间触发 panic，将延迟数十秒的"无关路径崩溃"转变为即时的、可溯源的崩溃，显著降低大规模集群的故障排查成本。

9. DAMON_RECLAIM/LRU_SORT 默认监控全部系统物理内存

系列：[RFC PATCH 0/7] mm/damon/reclaim,lru_sort: monitor all system rams by default作者： SeongJae Park（DAMON maintainer）版本： RFC（7个patch）

背景

DAMON_RECLAIM 和 DAMON_LRU_SORT 当前的默认策略是选择系统中最大的单个 System RAM 资源作为监控区域。在 NUMA 系统上这会产生严重的盲区问题——例如双 NUMA node 各 500 GiB 的服务器，只有一个 node 被监控。

解决的问题

• 多 NUMA node 系统上默认仅监控最大单段 RAM，大量内存不在监控范围内
• 用户需要针对每台机器手动设置监控范围参数
• DAMON_STAT 模块内部存在与核心代码重复的地址范围计算逻辑

如何做

新增核心函数 damon_set_region_system_rams_default()，通过 walk_system_ram_res(0, -1, ...) 遍历所有 System RAM 资源，记录第一个资源的起始地址和最后一个资源的结束地址，得到覆盖所有 System RAM 的地址范围。DAMON_RECLAIM、DAMON_LRU_SORT 和 DAMON_STAT 统一使用此函数。旧函数 damon_set_region_biggest_system_ram_default() 及 DAMON_STAT 中的重复代码被移除（净减少约 38 行）。

收益

作者未提供性能数据。预期收益：NUMA 系统不再遗漏任何 System RAM 区域；消除手动配置需求；由于 DAMON 的采样机制不会对非 RAM 地址产生实际探测，扩大地址范围的监控开销可以忽略。

10. DAMON_STAT 新增 kdamond_pid 模块参数

系列：[RFC PATCH 0/2] mm/damon/stat: add kdamond_pid parameter作者： SeongJae Park（DAMON maintainer）版本： RFC（2个patch）

背景

DAMON_RECLAIM 和 DAMON_LRU_SORT 都已提供 kdamond_pid 只读模块参数，但 DAMON_STAT 缺少此参数，导致接口不一致。

解决的问题

• DAMON_STAT 缺少 kdamond_pid，用户无法便捷获取其 kdamond 线程 PID
• DAMON 模块家族的接口不一致

如何做

在 mm/damon/stat.c 中新增 static int kdamond_pid __read_mostly = -1; module_param(kdamond_pid, int, 0400);。在 damon_stat_start() 中获取 PID 并写入，在 damon_stat_stop() 中重置为 -1。Patch 2 更新文档。

收益

纯功能性改进，仅增加 20 行代码。用户可通过 /sys/module/damon_stat/parameters/kdamond_pid 直接读取 PID。

11. DAMON_RECLAIM 支持监控间隔自动调优

系列：[RFC PATCH 0/2] mm/damon/reclaim: support monitoring intervals auto-tuning作者： SeongJae Park（DAMON maintainer）版本： RFC（2个patch）

背景

DAMON 核心层已引入监控间隔自动调优机制，但 DAMON_RECLAIM 的模块参数接口尚不支持。该机制通过设定期望的访问事件观测比例（access_bp），自动调整采样和聚合间隔。

解决的问题

• DAMON_RECLAIM 不支持自动调优，用户必须手动选择固定间隔
• 在工作负载动态变化的场景下，固定间隔无法适应

如何做

新增布尔模块参数 autotune_monitoring_intervals（默认 false，可读写）。启用时覆盖用户设置的监控属性，填入一组精选的调优参数：5ms 初始采样间隔、100ms 初始聚合间隔、目标观测比例 0.4%、每 3 次聚合评估一次、采样间隔范围 5ms~10s。

收益

作者未提供性能数据。预期收益：访问密集期自动缩短间隔提高精度，稀疏期拉长间隔减少开销；降低配置门槛；运行时可通过 sysfs 动态切换。

12. userfaultfd: 匿名内存工作集跟踪

系列：[RFC 00/12] userfaultfd: working set tracking for VM guest memory作者： Kiryl Shutsemau（Meta）版本： RFC（12个patch）

背景

VMM 需要管理 guest 的内存生命周期：识别 working set、安全驱逐冷页、按需取回。对于匿名内存后端的 guest（KSM 跨 VM 去重所需），根本没有任何机制——清除一个匿名页面的 PTE 就意味着丢失该页面。对于 shmem 后端，冷页驱逐存在检测与驱逐之间的竞态窗口。

解决的问题

• 匿名 guest 内存缺乏工作集跟踪能力
• shmem 后端的冷页驱逐存在竞态窗口
• NUMA balancing 和 userfaultfd 都使用 protnone PTE，两者在同一 VMA 上会冲突

如何做

在 userfaultfd 框架上构建完整的工作集跟踪方案，引入 5 个新的 UAPI 接口/特性：

**UFFD_FEATURE_MINOR_ANON**：扩展 minor fault 注册到匿名私有内存。

**UFFDIO_DEACTIVATE**：新增 ioctl，对匿名 VMA 通过 change_protection(MM_CP_UFFD_DEACTIVATE) 将 PTE 设为 protnone（保留 PFN 和页面内容），对 shmem/hugetlbfs 则 zap PTE（页面留在 page cache）。

UFFDIO_CONTINUE 匿名内存支持：PTE 级别新增 mfill_atomic_pte_continue_anon()，恢复 protnone PTE 的正常权限。PMD/THP 级别直接原地恢复。

protnone fault 拦截：在 protnone 分支中检查 userfaultfd_minor(vma)，分发到 uffd minor fault 而非 NUMA balancing 路径。async 模式下 inline 恢复；sync 模式下通过 handle_userfault() 传递给 handler。

**UFFDIO_SET_MODE**：运行时切换 async/sync 模式。通过 mmap_write_lock 确保与 in-flight fault 串行化。

**PAGE_IS_UFFD_DEACTIVATED**：在 PAGEMAP_SCAN 中新增标志，供 VMM 批量检测冷页。

VMM 完整工作流：

UFFDIO_DEACTIVATE(all)            -- async, no vCPU stalls
sleep(interval)
PAGEMAP_SCAN                      -- find cold pages
UFFDIO_SET_MODE(sync)             -- block faults for eviction
pwrite + MADV_DONTNEED cold pages -- safe, faults block
UFFDIO_SET_MODE(async)            -- resume tracking

收益

作者未提供性能 benchmark。预期收益：为匿名 guest 内存提供此前完全缺失的工作集跟踪能力（KSM 跨 VM 去重的前置条件）；async 模式对 vCPU 零停顿；统一接口同时支持匿名和 shmem 后端；全部 73 个 uffd 单元测试通过。

13. mm: 修复 vmemmap 优化的统计与初始化问题

系列：[PATCH v2 0/6] mm: Fix vmemmap optimization accounting and initialization作者： Muchun Song（ByteDance）版本： v2（6个patch）

背景

vmemmap 优化用于减少复合页面的 struct page 元数据开销。该优化涉及 vmemmap_pages 计数器追踪、架构相关的页表同步、以及 ZONE_DEVICE 复合页面的 pageblock migratetype 初始化，在当前代码中这些层面存在多个 bug。

解决的问题

• vmemmap 统计下溢：错误路径中加减操作不对称
• DAX vmemmap 统计不准确：memory deactivation 路径缺少 pgmap 参数
• 缺少架构相关的页表同步（影响 7 个架构）
• ZONE_DEVICE 复合页面的 pageblock migratetype 初始化不完整

如何做

Patch 1-3 修复统计，将增减操作移至对称位置并传递 pgmap 参数。Patch 4-5 将 pgmap 传递到架构层 vmemmap_populate() 实现中（影响 arm64/loongarch/powerpc/riscv/s390/sparc/x86）。Patch 6 抽取 pageblock_migratetype_init_range() 函数，对整个 PFN 范围按 pageblock_nr_pages 步长遍历初始化。修改跨越 18 个文件。

收益

作者未提供性能数据。主要收益在于正确性：消除统计下溢、stale mapping 访问风险和 pageblock 初始化缺失。对 DAX/PMEM 和大页（尤其 1GB hugepage）场景尤为重要。

14. mm/vmalloc: 防止 decay_va_pool_node() 中的 RCU stall

系列：[PATCH] mm/vmalloc: Prevent RCU stall in decay_va_pool_node()作者： Sechang Lim版本： v1（1个patch）

背景

decay_va_pool_node() 在回收大量 vmap area 时长时间不让出 CPU，触发 RCU 自检测 stall。由 Syzkaller 发现。

解决的问题

• 大量 vmap area 回收时长时间独占 CPU，触发 RCU stall 警告（stall 持续约 6344 ticks）

如何做

在外层 for 循环底部添加 cond_resched()。此时 per-pool spinlock 已释放，外层 vmap_purge_lock 是 mutex（可睡眠锁），因此调度让出安全。标记 Fixes: 72210662c5a2。

收益

消除大量 vmap area 回收场景下的 RCU stall 风险。正常路径下 cond_resched() 开销可忽略（仅一次标志位检查）。

15. PM: hibernate: 修复 swap pin 在重设失败时的保持

系列：[PATCH] PM: hibernate: preserve uswsusp swap pin across SNAPSHOT_SET_SWAP_AREA re-set failures作者： DaeMyung Kang版本： v1（1个patch）

背景

snapshot_set_swap_area() 在重设路径上先无条件 unpin 旧设备再 pin 新设备，若新 pin 失败则 session 将没有任何 swap 设备被 pin，重新打开了原始 commit 要修复的 swapoff 竞态。

解决的问题

• 失败路径上 swap pin 被丢弃，重新打开 swapoff 竞态条件
• 先 unpin 后 pin 的两步序列存在观察窗口

如何做

引入 repin_hibernation_swap_type(old_type, device, offset)，在单次 swap_lock 获取内原子完成 pin 转移。任何失败路径都不修改任何 si 的标志，旧的 pin 被保留。调用侧使用局部变量暂存返回值，仅在成功时 commit 到 data->swap。

收益

作者提供了完整的测试方案：修复前 bogus 重设后 swapoff 成功（BUG），修复后返回 EBUSY（FIXED）。

16. mm/memblock: 修复 reserve_mem_release_by_name() 的 off-by-one 页面泄漏

系列：[PATCH v2] mm/memblock: fix off-by-one page leak in reserve_mem_release_by_name()作者： DaeMyung Kang版本： v2（1个patch）

背景

free_reserved_area() 的 end 参数是排他边界（exclusive end）。reserve_mem_release_by_name() 使用 start + map->size - 1（inclusive end），导致最后一个页面被 end & PAGE_MASK 向下对齐时丢弃。

解决的问题

• 每次释放保留内存都泄漏最后一个页面（通常 4KB）

如何做

一行修复：end = start + map->size - 1 改为 end = start + map->size。标记 Fixes: 74e2498ccf7b 并抄送 stable。

收益

消除每次调用泄漏一个物理页面的 bug。已推荐 backport 到 stable 内核。

总结

新机制 / 新接口

性能优化

Bug Fix