【内存管理】页表映射

页表的一些术语

现在Linux内核中支持四级页表的映射，我们先看下内核中关于页表的一些术语：

全局目录项，PGD（Page Global Directory）
上级目录项，PUD（Page Upper Directory）
中间目录项，PMD（Page Middle Directory）
页表项，（Page Table）

大家在看内核代码时会经常看的以上术语，但在ARM的芯片手册中并没有用到这些术语，而是使用L1，L2，L3页表这种术语。

ARM32 虚拟地址到物理地址的转换

虚拟地址的32个bit位可以分为3个域，最高12bit位20~31位称为L1索引，叫做PGD，页面目录。中间的8个bit位叫做L2索引，在Linux内核中叫做PT，页表。最低的12位叫做页索引。

在ARM处理器中，TTBRx寄存器存放着页表基地址，我们这里的一级页表有4096个页表项。每个表项中存放着二级表项的基地址。我们可以通过虚拟地址的L1索引访问一级页表，访问一级页表相当于数组访问。

二级页表通常是动态分配的，可以通过虚拟地址的中间8bit位L2索引访问二级页表，在L2索引中存放着最终物理地址的高20bit位，然后和虚拟地址的低12bit位就组成了最终的物理地址。以上就是虚拟地址转换为物理地址的过程。

MMU访问页表是硬件实现的，但页表的创建和填充需要Linux内核来填充。通常，一级页表和二级页表存放在主存储器中。

ARM32 一级页表的页表项

下面这张图来自ARMV7的手册。

一级页表项这里有三种情况：一种是无效的，第二种是一级页表的表项。第三种是段映射的页表项。

bit 0 ~ bit 1:用来表示这个页表项是一级页表还是段映射的表项。
PXN:PL1 表示是否可以执行这段代码，为0表示可执行，1表示不可执行。
NS:none-security bit，用于安全扩展。
Domain:Domain域，指明所属的域，Linux中只使用了3个域。
bit31:bit10：指向二级页表基地址。

二级页表的表项

bit0：禁止执行标志。1表示禁止执行，0表示可执行
bit1:区分是大页还是小页
C/B bit:内存区域属性
TEX[2:0]:内存区域属性
AP[0:1] :访问权限
S:是否可共享
nG：用于TLB

ARM64 页表

ARM体系结构从ARMV8-A开始就支持64bit位，最大支持48根地址线。那为什么不支持64根地址线呢？主要原因是48根地址线时已支持最大访问空间为256TB（内核空间和用户空间分别256TB）满足了大部分应用的需求。而且，64根地址线时，芯片的设计复杂度会急剧增加。ARMV8-A架构中，支持4KB,16KB和64KB的页，支持3级或者4级映射。

下面我们以4KB大小页+4级映射介绍下虚拟地址到物理地址的映射过程。

0~11 ：页索引
bit 63 ：页表基地址选择位，ARMV8架构中有2两个页表基地址，一个用于用户空间，一个用户内核空间。
39~47:L0索引
30~38：L1索引
21~29：L2索引
12~20:L3 索引

假设页表基地址为TTBRx，访问页表基地址就能访问到L0页表的基地址，可以使用L0索引的值作为offset去访问L0页表。

L0的页表项包含了下一级L1页表的基地址，同样的，可以使用L1索引的值作为offset去访问L2页表。以此类推。

最后通过L3的页表项可以得到物理地址的bit12 ~ 47位，这个时候再将虚拟地址的页索引位对应到物理地址的0~11就是完整的物理地址。

Linux内核关于页表的函数

Linux内核中页表操作的宏定义

Linux内核中封装了很多宏来处理页表

#define pgd_offset_k(addr) pgd_offset(&init_mm,addr) //由虚拟地址来获取内核页表的PGD页表的相应的页表项 
#define pgd_offset(mm,addr) ((mm)->pgd + pgd_index(addr)) //由虚拟地址来获取用户进程的页表中相应的PGD表项
pgd_index(addr) //由虚拟地址找到PGD页表的索引
pte_index(addr) //由虚拟地址找到PT页表的索引
pte_offset_kernel(pmd,addr) //查找内核页表中对应的PT页表的表项

判断页表项的状态

#define pte_none(pte)		(!pte_val(pte))	//pte是否存在
#define pte_present(pte)	(pte_isset((pte), L_PTE_PRESENT))	//present比特位
#define pte_valid(pte)		(pte_isset((pte), L_PTE_VALID))	//pte是否有效
#define pte_accessible(mm, pte)	(mm_tlb_flush_pending(mm) ? pte_present(pte) : pte_valid(pte))
#define pte_write(pte)		(pte_isclear((pte), L_PTE_RDONLY))	//pte是否可写
#define pte_dirty(pte)		(pte_isset((pte), L_PTE_DIRTY))	//pte是否有脏数据
#define pte_young(pte)		(pte_isset((pte), L_PTE_YOUNG))	//
#define pte_exec(pte)		(pte_isclear((pte), L_PTE_XN))

修改页表

mk_pte() //创建的相应的页表项
pte_mkdirty() // 设置dirty标志位
pte_mkold() // 清除Accessed标志位
pte_mkclean() //清除dirty标志位
pte_mkwrite()// 设置读写标志位
pte_wrprotect() //清除读写标志位
pte_mkyoung()//设置Accessed标志位
set_pte_at()// 设置页表项到硬件中

例子1 内核页表的映射

前面我们介绍了很多关于内核的宏，函数，下面我们通过实际的例子学习如何使用这些宏

系统初始化时需要把kernel image区域和线性映射区建立页表映射，这个时候依次调用start_kernel() --> setup_arch() --> paging_init() --> map_lowmem() --> create_mapping()去创建内核页表。我们可以研究下内核是如何建立内核页表的映射。

/*
 * Create the page directory entries and any necessary
 * page tables for the mapping specified by `md'.  We
 * are able to cope here with varying sizes and address
 * offsets, and we take full advantage of sections and
 * supersections.
 */
static void __init create_mapping(struct map_desc *md)
{
	if (md->virtual != vectors_base() && md->virtual < TASK_SIZE) {
		pr_warn("BUG: not creating mapping for 0x%08llx at 0x%08lx in user region\n",
			(long long)__pfn_to_phys((u64)md->pfn), md->virtual);
		return;
	}

	if (md->type == MT_DEVICE &&
	    md->virtual >= PAGE_OFFSET && md->virtual < FIXADDR_START &&
	    (md->virtual < VMALLOC_START || md->virtual >= VMALLOC_END)) {
		pr_warn("BUG: mapping for 0x%08llx at 0x%08lx out of vmalloc space\n",
			(long long)__pfn_to_phys((u64)md->pfn), md->virtual);
	}

	__create_mapping(&init_mm, md, early_alloc, false);
}

首先会检查映射的虚拟地址是否在内核向量表的基址以上，并且小于用户空间的TASK_SIZE。TASK_SIZE通常被定义为0xC0000000（3GB），表示用户空间的虚拟地址范围从0到3GB。对于64位体系结构，TASK_SIZE通常被定义为0x00007fffffffffff（128TB）。

接着会检查映射的类型是否为设备类型，并且虚拟地址在页偏移以上且低于FIXADDR_START，且不在VMALLOC_START和VMALLOC_END之间（即不在vmalloc空间中）。

最后会调用__create_mapping函数创建映射。传入初始内存管理结构体init_mm、映射描述结构体md、早期内存分配函数early_alloc，以及false标志。

/*
 * Create a mapping for the given map descriptor, md. The function
 * __create_mapping is used for both kernel and user mode mappings.
 *
 * @mm:         the mm structure where the mapping will be created
 * @md:        the map descriptor with the details of the mapping
 * @alloc:      a pointer to a function used to allocate pages for the mapping
 * @ng:         a boolean flag indicating if the mapping is non-global
 */
static void __init __create_mapping(struct mm_struct *mm, struct map_desc *md,
				    void *(*alloc)(unsigned long sz),
				    bool ng)
{
	unsigned long addr, length, end;
	phys_addr_t phys;
	const struct mem_type *type;
	pgd_t *pgd;

	type = &mem_types[md->type];

#ifndef CONFIG_ARM_LPAE----------------------(1)
	/*
	 * Catch 36-bit addresses
	 */
	if (md->pfn >= 0x100000) {
		create_36bit_mapping(mm, md, type, ng);
		return;
	}
#endif

	addr = md->virtual & PAGE_MASK;----------------------(2)
	phys = __pfn_to_phys(md->pfn);
	length = PAGE_ALIGN(md->length + (md->virtual & ~PAGE_MASK));

	/*
	 * Check if the mapping can be made using pages.
	 * If not, print a warning and ignore the request.
	 */
	if (type->prot_l1 == 0 && ((addr | phys | length) & ~SECTION_MASK)) {----------------------(3)
		pr_warn("BUG: map for 0x%08llx at 0x%08lx can not be mapped using pages, ignoring.\n",
			(long long)__pfn_to_phys(md->pfn), addr);
		return;
	}

	pgd = pgd_offset(mm, addr);
	end = addr + length;----------------------(4)
	do {
		unsigned long next = pgd_addr_end(addr, end);----------------------(5)

		/*
		 * Allocate a page directory entry for this range.
		 * Initialize it with the appropriate page table
		 * and make the mapping.
		 */
		alloc_init_p4d(pgd, addr, next, phys, type, alloc, ng);----------------------(6)

		/*
		 * Update the phys value with the end of the last mapped
		 * page so that the next range can be allocated properly.
		 */
		phys += next - addr;
		addr = next;----------------------(7)
	} while (pgd++, addr != end);
}

__create_mapping完成中创建映射的功能，根据给定的映射描述结构体，将虚拟地址与物理地址进行映射。

(1) 系统没有启用ARM LPAE（Large Physical Address Extension），并且物理页帧号大于等于0x100000，调用create_36bit_mapping函数进行处理，然后返回。

在早期阶段，地址总线也是32位的，即4G的内存地址空间。随着应用程序越来越丰富，占用的内存总量很容易就超过了4G。但由于编程模型和地址总线的限制，是无法使用超过4G的物理地址的。所以PAE/LPAE这种大内存地址方案应运而生。

PAE/LAPE方案其它很简单，编程视角依然还是32位(4G）的地址空间，这层是虚拟地址空间。而计算机地址总线却使用超过32位的，比如X86的就使用36位(64G)的地址总线，ARM使用的是48位（64G）的地址总线。中间是通过保护模式(X86架构）或者MMU机制(ARM架构）提供的分页技术(paging)实现32位虚拟地址访问超过4G的物理内存空间。这项技术的关键是分页技术中的页表项使用超过4字节的映射表（ARM在LPAE模式下，页表项是8字节），因为使用超过4字节映射表，就可以指示超过4G的内存空间。

(2) 获取虚拟地址的起始地址，因为地址映射的最小单位是page，因此这里进行mapping的虚拟地址需要对齐到page size，同样的，长度也需要对齐到page size。

（3）首先检查映射类型的prot_l1字段是否为0。prot_l1表示第一级页表（Level 1 Page Table）的保护位。如果prot_l1为0，表示无法使用页面进行映射。如果地址、物理地址和长度与SECTION_MASK存在非零位，表示页面映射要求地址和长度并未按页面大小对齐。

（4）设置了页全局目录（pgd）的初始偏移，并将结束地址（end）设置为起始地址（addr）加上长度（length）。

（5）然后，使用pgd_addr_end函数计算下一个地址（next），该地址是当前地址和结束地址之间的较小值。

（6）调用alloc_init_p4d函数，为当前范围内的地址分配一个页目录项，初始化它的页表，并进行映射。该函数使用给定的参数pgd、addr、next、phys、type、alloc和ng来执行这些操作。

（7）更新phys的值，使其加上当前范围内映射的页面数，以便正确分配下一个范围的地址。最后，在循环的末尾，递增pgd的值，并检查是否达到了结束地址。如果没有达到，继续循环处理下一个地址范围。

例子2 进程页表的映射

remap_pfn_range函数对于写过Linux驱动的人都不陌生，很多驱动程序的mmap函数都会调用到该函数，该函数实现了物理空间到用户进程的映射。

比如我们在用户空间读写SOC的寄存器时，ARM中的寄存器通常都是memory map形式的，在用户空间都要读写ARM空间的寄存器，通常都要操作/dev/mem设备来实现，最后都会调用到remap_pfn_range来实现。

VMA:准备要映射的进程地址空间的VMA的数据结构
addr：要映射到用户空间的起始地址
pfn：准备要映射的物理内存的页帧号
size：表示要映射的大小
prot：表示要映射的属性

接下来我们从页表的角度看下函数的实现

int remap_pfn_range(struct vm_area_struct *vma, unsigned long addr,
		    unsigned long pfn, unsigned long size, pgprot_t prot)
{
	pgd_t *pgd;
	unsigned long next;
	unsigned long end = addr + PAGE_ALIGN(size);
	struct mm_struct *mm = vma->vm_mm;//从VMA获取当前进程的mm_struct结构
	unsigned long remap_pfn = pfn;
	int err;

	if (WARN_ON_ONCE(!PAGE_ALIGNED(addr)))
		return -EINVAL;

	if (is_cow_mapping(vma->vm_flags)) {
		if (addr != vma->vm_start || end != vma->vm_end)
			return -EINVAL;
		vma->vm_pgoff = pfn;
	}

	err = track_pfn_remap(vma, &prot, remap_pfn, addr, PAGE_ALIGN(size));
	if (err)
		return -EINVAL;

	vma->vm_flags |= VM_IO | VM_PFNMAP | VM_DONTEXPAND | VM_DONTDUMP;//设置vm_flags，remap_pfn_range直接使用物理内存。Linux内核对物理页面分为两类：normal mapping，special mapping。special mapping就是内核不希望该页面参与到内核的页面回收等活动中。

	BUG_ON(addr >= end);
	pfn -= addr >> PAGE_SHIFT;
	pgd = pgd_offset(mm, addr);//找到页表项
	flush_cache_range(vma, addr, end);
    //以PGD_SIZE为步长遍历页表
	do {
		next = pgd_addr_end(addr, end);//获取下一个PGD页表项的管辖的地址范围的起始地址
		err = remap_p4d_range(mm, pgd, addr, next,
				pfn + (addr >> PAGE_SHIFT), prot);//继续遍历下一级页表
		if (err)
			break;
	} while (pgd++, addr = next, addr != end);

	if (err)
		untrack_pfn(vma, remap_pfn, PAGE_ALIGN(size));

	return err;
}

遍历PUD页表

static inline int remap_pud_range(struct mm_struct *mm, p4d_t *p4d,
			unsigned long addr, unsigned long end,
			unsigned long pfn, pgprot_t prot)
{
	pud_t *pud;
	unsigned long next;
	int err;

	pfn -= addr >> PAGE_SHIFT;
	pud = pud_alloc(mm, p4d, addr);//找到pud页表项。对于二级页表来说，PUD指向PGD
	if (!pud)
		return -ENOMEM;
    //以PUD_SIZE为步长遍历页表
	do {
		next = pud_addr_end(addr, end);//获取下一个PUD页表项的管辖的地址范围的起始地址
		err = remap_pmd_range(mm, pud, addr, next,
				pfn + (addr >> PAGE_SHIFT), prot);//继续遍历下一级页表
		if (err)
			return err;
	} while (pud++, addr = next, addr != end);
	return 0;
}

Linux内核中实现了4级页表，对于ARM32来说，它是如何跳过中间两级页表的呢？大家可以看下以下两个宏的实现

/* Find an entry in the second-level page table.. */
#ifndef pmd_offset
static inline pmd_t *pmd_offset(pud_t *pud, unsigned long address)
{
	return (pmd_t *)pud_page_vaddr(*pud) + pmd_index(address);
}
#define pmd_offset pmd_offset
#endif

接收指向页上级目录项的指针 pud 和线性地址 addr 作为参数。这个宏产生目录项 addr 在页中间目录中的偏移地址。在两级或三级分页系统中，它产生 pud ，即页全局目录项的地址。

#ifndef pud_offset
static inline pud_t *pud_offset(p4d_t *p4d, unsigned long address)
{
	return (pud_t *)p4d_page_vaddr(*p4d) + pud_index(address);
}
#define pud_offset pud_offset
#endif

参数为指向页全局目录项的指针 pgd 和线性地址 addr 。这个宏产生页上级目录中目录项 addr 对应的线性地址。在两级或三级分页系统中，该宏产生 pgd ，即一个页全局目录项的地址。

遍历PMD页表

remap_pmd_range函数和remap_pud_range类似。

static inline int ioremap_pmd_range(pud_t *pud, unsigned long addr,
		unsigned long end, phys_addr_t phys_addr, pgprot_t prot,
		pgtbl_mod_mask *mask)
{
	pmd_t *pmd;
	unsigned long next;

	pmd = pmd_alloc_track(&init_mm, pud, addr, mask);//找到对应的pmd页表项，对于二级页表来说，pmd指向pud
	if (!pmd)
		return -ENOMEM;
    //以PMD_SIZE为步长遍历页表
	do {
		next = pmd_addr_end(addr, end);//获取下一个PMD页表项的管辖的地址范围的起始地址

		if (ioremap_try_huge_pmd(pmd, addr, next, phys_addr, prot)) {
			*mask |= PGTBL_PMD_MODIFIED;
			continue;
		}
	//继续遍历下一级页表
		if (ioremap_pte_range(pmd, addr, next, phys_addr, prot, mask))
			return -ENOMEM;
	} while (pmd++, phys_addr += (next - addr), addr = next, addr != end);
	return 0;
}

遍历PT页表

/*
 * maps a range of physical memory into the requested pages. the old
 * mappings are removed. any references to nonexistent pages results
 * in null mappings (currently treated as "copy-on-access")
 */
static int remap_pte_range(struct mm_struct *mm, pmd_t *pmd,
			unsigned long addr, unsigned long end,
			unsigned long pfn, pgprot_t prot)
{
	pte_t *pte, *mapped_pte;
	spinlock_t *ptl;
	int err = 0;

	mapped_pte = pte = pte_alloc_map_lock(mm, pmd, addr, &ptl);//寻找相应的pte页表项。注意这里需要申请一个spinlock锁用来保护修改pte页表
	if (!pte)
		return -ENOMEM;
	arch_enter_lazy_mmu_mode();
    //以PAGE_SIZE为步长遍历PT页表
	do {
		BUG_ON(!pte_none(*pte));
		if (!pfn_modify_allowed(pfn, prot)) {
			err = -EACCES;
			break;
		}
        /*
        *pte_none()判断这个pte是否存在
        *pfn_pte()由页帧号pfn得到pte
        *pte_mkspecial()设置软件的PTE_SPECIAL标志位（三级页表才会用该标志位）
        *set_pte_at() 把pte设置到硬件页表中
        */
		set_pte_at(mm, addr, pte, pte_mkspecial(pfn_pte(pfn, prot)));
		pfn++;
	} while (pte++, addr += PAGE_SIZE, addr != end);
	arch_leave_lazy_mmu_mode();
	pte_unmap_unlock(mapped_pte, ptl);//PT页表设置完成后，需要把spinlock 释放
	return err;
}

缺页中断do_anonymous_page

在缺页中断处理中，匿名页面的触发条件为下面的两个条件，当满足这两个条件的时候就会调用do_anonymous_page函数来处理匿名映射缺页异常，代码实现在mm/memory.c文件中

发生缺页的地址所在页表项不存在
是匿名页，即是vma->vm_ops为空，即vm_operations函数指针为空

我们知道在进程的task_struct结构中包含了一个mm_struct结构的指针，mm_struct用来描述一个进程的虚拟地址空间。进程的 mm_struct 则包含装入的可执行映像信息以及进程的页目录指针pgd。该结构还包含有指向 ~vm_area_struct ~结构的几个指针，每个 vm_area_struct 代表进程的一个虚拟地址区间。vm_area_struct 结构含有指向vm_operations_struct 结构的一个指针，vm_operations_struct 描述了在这个区间的操作。vm_operations 结构中包含的是函数指针；其中，open、close 分别用于虚拟区间的打开、关闭，而nopage 用于当虚存页面不在物理内存而引起的“缺页异常”时所应该调用的函数

/*
 * We enter with non-exclusive mmap_lock (to exclude vma changes,
 * but allow concurrent faults), and pte mapped but not yet locked.
 * We return with mmap_lock still held, but pte unmapped and unlocked.
 */
static vm_fault_t do_anonymous_page(struct vm_fault *vmf)
{
	struct vm_area_struct *vma = vmf->vma;
	struct page *page;
	vm_fault_t ret = 0;
	pte_t entry;

	/* File mapping without ->vm_ops ? */
	if (vma->vm_flags & VM_SHARED)-----------------(1)
		return VM_FAULT_SIGBUS;

	/*
	 * Use pte_alloc() instead of pte_alloc_map().  We can't run
	 * pte_offset_map() on pmds where a huge pmd might be created
	 * from a different thread.
	 *
	 * pte_alloc_map() is safe to use under mmap_write_lock(mm) or when
	 * parallel threads are excluded by other means.
	 *
	 * Here we only have mmap_read_lock(mm).
	 */
	if (pte_alloc(vma->vm_mm, vmf->pmd))-----------------(2)
		return VM_FAULT_OOM;

	/* See the comment in pte_alloc_one_map() */
	if (unlikely(pmd_trans_unstable(vmf->pmd)))
		return 0;

	/* Use the zero-page for reads */
	if (!(vmf->flags & FAULT_FLAG_WRITE) &&
			!mm_forbids_zeropage(vma->vm_mm)) {-----------------(3)
		entry = pte_mkspecial(pfn_pte(my_zero_pfn(vmf->address),-----------------(4)
						vma->vm_page_prot));
		vmf->pte = pte_offset_map_lock(vma->vm_mm, vmf->pmd,-----------------(5)
				vmf->address, &vmf->ptl);
		if (!pte_none(*vmf->pte)) {-----------------(6)
			update_mmu_tlb(vma, vmf->address, vmf->pte);
			goto unlock;
		}
		ret = check_stable_address_space(vma->vm_mm);-----------------(7)
		if (ret)
			goto unlock;
		/* Deliver the page fault to userland, check inside PT lock */
		if (userfaultfd_missing(vma)) {-----------------(8)
			pte_unmap_unlock(vmf->pte, vmf->ptl);
			return handle_userfault(vmf, VM_UFFD_MISSING);
		}
		goto setpte;
	}

	/* Allocate our own private page. */
	if (unlikely(anon_vma_prepare(vma)))-----------------(9)
		goto oom;
	page = alloc_zeroed_user_highpage_movable(vma, vmf->address);-----------------(10)
	if (!page)
		goto oom;

	if (mem_cgroup_charge(page, vma->vm_mm, GFP_KERNEL))-----------------(11)
		goto oom_free_page;
	cgroup_throttle_swaprate(page, GFP_KERNEL);

	/*
	 * The memory barrier inside __SetPageUptodate makes sure that
	 * preceding stores to the page contents become visible before
	 * the set_pte_at() write.
	 */
	__SetPageUptodate(page);-----------------(12)

	entry = mk_pte(page, vma->vm_page_prot);-----------------(13)
	entry = pte_sw_mkyoung(entry);
	if (vma->vm_flags & VM_WRITE)
		entry = pte_mkwrite(pte_mkdirty(entry));-----------------(14)

	vmf->pte = pte_offset_map_lock(vma->vm_mm, vmf->pmd, vmf->address,
			&vmf->ptl);-----------------(15)
	if (!pte_none(*vmf->pte)) {
		update_mmu_cache(vma, vmf->address, vmf->pte);-----------------(16)
		goto release;
	}

	ret = check_stable_address_space(vma->vm_mm);-----------------(17)
	if (ret)
		goto release;

	/* Deliver the page fault to userland, check inside PT lock */
	if (userfaultfd_missing(vma)) {
		pte_unmap_unlock(vmf->pte, vmf->ptl);
		put_page(page);
		return handle_userfault(vmf, VM_UFFD_MISSING);
	}

	inc_mm_counter_fast(vma->vm_mm, MM_ANONPAGES);-----------------(18)
	page_add_new_anon_rmap(page, vma, vmf->address, false);-----------------(19)
	lru_cache_add_inactive_or_unevictable(page, vma);-----------------(20)
setpte:
	set_pte_at(vma->vm_mm, vmf->address, vmf->pte, entry);-----------------(21)

	/* No need to invalidate - it was non-present before */
	update_mmu_cache(vma, vmf->address, vmf->pte);-----------------(22)
unlock:
	pte_unmap_unlock(vmf->pte, vmf->ptl);
	return ret;
release:
	put_page(page);
	goto unlock;
oom_free_page:
	put_page(page);
oom:
	return VM_FAULT_OOM;
}

如果是共享则意味着之前以及通过mmap方式在其他进程申请过物理内存，vma应该存在对应物理内存映射，不应该再发生page fault
调用pte_alloc函数来为页面表表项（PTE）分配内存，并传递vma->vm_mm和vmf->pmd作为参数
如果页面错误不是写操作且内存管理子系统允许使用零页，则映射到零页面
生成一个特殊页表项，映射到专有的0页，一页大小
据pmd,address找到pte表对应的一个表项，并且lock住
如果页表项不为空，则调用update_mmu_tlb函数更新内存管理单元（MMU）的转换查找缓冲（TLB）并且跳unlock。
检查地址空间的稳定性。
如果发现userfaultfd缺失，则解除映射并解锁页面表项（PTE）
对vma进行预处理，主要是创建anon_vma和anon_vma_chain，为后续反向映射做准备
从高端内存区的伙伴系统中获取一个页，这个页会清0
申请内存成功之后，将新申请的page加入到mcgroup管理
设置此页的PG_uptodate标志，表示此页是最新的
将页面和页面保护位（vma->vm_page_prot）组合成一个 PTE 条目。
如果vma区是可写的，则给页表项添加允许写标志。将 PTE 条目的 Dirty 位和 Young 位设置为1。
锁定 pte 条目，防止同时更新和更多虚拟内存对物理内存映射
pte条目存在的话，让mmu更新页表项，应该会清除tlb
检查给定的内存是否从用户拷贝过来的。如果从用户拷贝过来的内存不稳定，不用处理。
增加mm_struct中匿名页的统计计数
对这个新页进行反向映射，主要工作是:设置此页的_mapcount = 0，说明此页正在使用，但是是非共享的(>0是共享)。设置page->mapping最低位为1，page->mapping指向此vma->anon_vma，page->index存放此page在vma中的第几页。
通过判断，将页加入到活动lru缓存或者不能换出页的lru链表
将上面配置好的页表项写入页表
更新mmu的cache

do_anonymous_page首先判断一下匿名页是否是共享的，如果是共享的匿名映射，但是虚拟内存区域没有提供虚拟内存操作集合
就返回错误；然后判断一下pte页表是否存在，如果直接页表不存在，那么分配页表；

接下来判读缺页异常是由读操作触发的还是写操作触发的，如果是读操作触发的，生成特殊的页表项，映射到专用的零页，设置页表项后返回；如果是写操作触发的，需要初始化vma中的anon_vma_chain和anon_vma，分配物理页用于匿名映射，调用mk_pte函数生成页表项，设置页表项的脏标志位和写权限，设置页表项后返回。

小结

从以上的分析中，我们可以学习到关于常用的页表的宏的使用方法。Linux内核就是这样，你不光可以看到某个函数的实现，还可以看到某个函数的调用过程。所以，大家对某个函数有疑问的时候，可以顺着这样的思路去学习。

ARM32页表和Linux页表那些奇葩的地方

ARM32硬件页表中PGD页目录项PGD是从20位开始的，但是为何头文件定义是从21位开始？

历史原因：Linux最初是基于x86的体系结构设计的，因此Linux内核很多的头文件的定义都是基于x86的，特别是关于PTE页表项里面的很多比特位的定义。因此ARM在移植到Linux时只能参考x86版本的Linux内核的实现。

X86的PGD是从bit22 ~ bit31，总共10bit位，1024页表项。PT页表从bit12 ~ bit 21 ，总共 10 bit位，1024页表项。

ARM的PGD是从bit20 ~ bit31，总共12bit， 4096页表项。PT域从bit12 ~ bit 19，总共8bit，2556页表项。

X86和ARM页表最大的差异在于PTE页表内容的不同。

Linux内核版本的PTE比特位的定义

/*
 * "Linux" PTE definitions for LPAE.
 *
 * These bits overlap with the hardware bits but the naming is preserved for
 * consistency with the classic page table format.
 */
#define L_PTE_VALID		(_AT(pteval_t, 1) << 0)		/* Valid */
#define L_PTE_PRESENT		(_AT(pteval_t, 3) << 0)		/* Present */
#define L_PTE_USER		(_AT(pteval_t, 1) << 6)		/* AP[1] */
#define L_PTE_SHARED		(_AT(pteval_t, 3) << 8)		/* SH[1:0], inner shareable */
#define L_PTE_YOUNG		(_AT(pteval_t, 1) << 10)	/* AF */
#define L_PTE_XN		(_AT(pteval_t, 1) << 54)	/* XN */
#define L_PTE_DIRTY		(_AT(pteval_t, 1) << 55)
#define L_PTE_SPECIAL		(_AT(pteval_t, 1) << 56)
#define L_PTE_NONE		(_AT(pteval_t, 1) << 57)	/* PROT_NONE */
#define L_PTE_RDONLY		(_AT(pteval_t, 1) << 58)	/* READ ONLY */

#define L_PMD_SECT_VALID	(_AT(pmdval_t, 1) << 0)
#define L_PMD_SECT_DIRTY	(_AT(pmdval_t, 1) << 55)
#define L_PMD_SECT_NONE		(_AT(pmdval_t, 1) << 57)
#define L_PMD_SECT_RDONLY	(_AT(pteval_t, 1) << 58)

ARM32的PTE比特位的定义

/*
 *   - extended small page/tiny page
 */
#define PTE_EXT_XN		(_AT(pteval_t, 1) << 0)		/* v6 */
#define PTE_EXT_AP_MASK		(_AT(pteval_t, 3) << 4)
#define PTE_EXT_AP0		(_AT(pteval_t, 1) << 4)
#define PTE_EXT_AP1		(_AT(pteval_t, 2) << 4)
#define PTE_EXT_AP_UNO_SRO	(_AT(pteval_t, 0) << 4)
#define PTE_EXT_AP_UNO_SRW	(PTE_EXT_AP0)
#define PTE_EXT_AP_URO_SRW	(PTE_EXT_AP1)
#define PTE_EXT_AP_URW_SRW	(PTE_EXT_AP1|PTE_EXT_AP0)
#define PTE_EXT_TEX(x)		(_AT(pteval_t, (x)) << 6)	/* v5 */
#define PTE_EXT_APX		(_AT(pteval_t, 1) << 9)		/* v6 */
#define PTE_EXT_COHERENT	(_AT(pteval_t, 1) << 9)		/* XScale3 */
#define PTE_EXT_SHARED		(_AT(pteval_t, 1) << 10)	/* v6 */
#define PTE_EXT_NG		(_AT(pteval_t, 1) << 11)	/* v6 */

那X86和ARM的页表差距这么大，软件怎么设计呢？Linux内核的内存管理已经适配了X86的页表项，我们可以通过软件适配的办法来解决这个问题。因此，ARM公司在移植该方案时提出了两套页表的方案。一套页表是为了迎合ARM硬件的真实页表，另一套页表是为了迎合Linux真实的页表。

对于PTE页表来说，一下子就多出了一套页表，一套页表256表项，每个表项占用4字节。为了软件实现的方便，软件会把两个页表合并成一个页表。4套页表正好占用256 * 4 * 4 = 4K的空间。因此，Linux实现的时候，就分配了一个page 来存放这些页表。

这一套方案的话，相当于每个PGD页表项有8字节，包含指向两套PTE页表项的entry。每4个字节指向一个物理的二级页表。