Linux 虚拟内存访问流程：缺页异常处理与页表映射机制详解

当用户访问一个虚拟地址时，MMU（内存管理单元）会首先查找对应的页表项是否存在。若页表项存在，这意味着该虚拟地址对应的物理页帧及其 page 结构体已存在于内存中，且物理地址有效，此时可直接通过页表获取物理地址并完成内存访问。页表项不存在但 page 和物理页存在的情况若页表项不存在，但 page 结构体和物理页已存在于内存中，会触发缺页异常。以下分文件映射和匿名页两种情况进行处理：
文件映射情况

首先，通过虚拟地址在当前进程的虚拟地址空间中查找对应的 vm_area_struct。该结构体包含 vm_start 和 vm_end，可用于判断虚拟地址是否处于此范围内。计算虚拟地址相对于 vm_start 的偏移量 page_offset，再根据此偏移量计算页索引 pgoff = page_offset >> PAGE_SHIFT。

对于文件映射，可通过 vm_area_struct 的内部成员 vm_file 查找该区域所属的文件 file，进而找到该文件的元数据 inode。在 inode 内部，借助 address_space 结构体的成员 xarray 可获取所有的 page 结构体。利用之前计算得到的页索引 pgoff，调用 struct page *page = xarray_lookup(&mapping->pages, pgoff) 就能定位到具体的那一页。

获取到实际的物理页帧后，通过虚拟地址逐层解析页目录结构，找到最后一级页表项（PTE）的存储位置。将计算得到的物理页帧号（pfn）与标志位（如存在位、读写权限等）组合后填充到该 PTE 中。标志位的设置需要依据 vm_area_struct 的权限（vm_flags）来确定，例如若 vm_flags 包含 VM_WRITE，则需设置 PTE 的写权限标志。
匿名页情况

匿名页通常用于进程的堆、栈等区域，不与具体文件关联。当触发缺页异常且判断为匿名页情况时，首先检查该匿名页是否已被换出到交换空间。

若匿名页已被换出，会根据 vm_area_struct 中记录的交换项信息，从交换空间中将其换入内存。这涉及到分配一个新的物理页，将交换空间中的数据读取到该物理页，并更新 page 结构体的相关信息，如设置 page 的映射信息和引用计数。

若匿名页未被换出，只是页表项缺失，可通过 vm_area_struct 中的 vm_pgoff（页偏移量）和虚拟地址计算出对应的 page。这通常是通过 anon_vma 结构来管理的，它维护了匿名页的反向映射关系。找到 page 后，同样获取其物理页帧号（pfn），并根据 vm_area_struct 的权限设置标志位，将物理页帧号和标志位组合后填充到对应的 PTE 中。根据虚拟地址找不到 page 或者 vm_area_struct 的情况

若根据虚拟地址既找不到 page 结构体，也找不到对应的 vm_area_struct，这通常意味着该虚拟地址对应的内存区域尚未分配或初始化。对于文件映射场景，需要通过 inode 找到文件在磁盘中的位置。从磁盘读取相应的数据，为其分配一个新的 vm_area_struct 来描述该虚拟内存区域，同时更新 address_space 结构体，将新读取的数据对应的 page 结构体添加到 address_space 的 xarray 中。对于匿名页场景，会直接分配一个新的物理页，创建对应的 page 结构体，并将其与当前的虚拟地址关联起来。同时，创建一个新的 vm_area_struct 来管理该虚拟内存区域，更新相关的内存管理数据结构。

最后，无论是文件映射还是匿名页场景，都需要更新页表。通过逐层解析虚拟地址对应的页目录结构，找到最后一级页表项（PTE）的位置，将新分配或读取的物理页帧号（pfn）与相应的标志位组合后填充到该 PTE 中，从而建立起虚拟地址到物理地址的映射关系。这样，下次访问该虚拟地址时，MMU 就能通过页表找到对应的物理地址。

1. 页表项存在时的处理

步骤：

1. MMU 查找页表：用户访问虚拟地址时，MMU 通过多级页表（PGD→P4D→PUD→PMD→PTE）查找对应的页表项（PTE）。

具体流程见：四级页表与五级页表_level 5 page table-CSDN博客

1. 检查 PTE 存在位 ：若 PTE 存在且有效（_PAGE_PRESENT 标志置位），直接获取物理页帧号（PFN），转换为物理地址完成访问。

2. 无需内核介入：整个过程由硬件完成，无缺页异常触发。

示例 ：

进程 A 多次读取同一文件映射区域，首次访问触发缺页异常并加载页到内存，后续访问直接通过有效 PTE 获取物理地址。

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2. 页表项不存在但物理页已存在（触发缺页异常）

2.1 文件映射场景

步骤：

1. 查找 VMA ：通过虚拟地址在进程的 mm_struct 红黑树中找到对应的 vm_area_struct（VMA）。

2. 计算页索引：

   page_offset = vaddr - vma->vm_start;  
   pgoff = page_offset >> PAGE_SHIFT;  // 计算文件内的页索引

3. 定位文件与页缓存：

   • 通过 vma->vm_file 获取文件对象 struct file。

   • 通过 file->f_inode->i_mapping 获取文件的 address_space。

4. 查找缓存页：

   struct page *page = xa_load(&mapping->i_pages, pgoff);  // 从 xarray 中查找页

5. 填充 PTE：

   • 若页存在，获取其 PFN，根据 VMA 权限（vma->vm_flags）设置 PTE 标志（如 VM_READ→PTE_RDONLY）。

   • 更新 PTE，建立虚拟地址到物理页的映射。

示例 ：

进程 B 映射同一文件的不同区域，首次访问某偏移时，内核通过 address_space 的 xarray 查找缓存页，若存在则直接映射。

2.2 匿名页场景

步骤：

1. 检查交换状态：

   • 若页被换出（PageSwapCache(page) 为真），根据 swap_info_struct 从交换分区读取数据到新物理页。

   • 更新页的 mapping 指向 swapper_space（交换空间的 address_space）。

2. 未换出页的处理：

   • 通过反向映射（anon_vma）找到所有共享该页的 VMA。

   • 计算虚拟地址对应的页偏移，定位物理页。

3. 填充 PTE：

   • 设置 PFN 和权限（如 VM_WRITE→PTE_WRITE），更新 PTE。

示例 ：

进程 C 调用 fork()，子进程写时复制（COW）父进程的堆内存：

• 父进程匿名页的 PTE 变为只读。

• 子进程写入时触发缺页异常，内核复制新页，更新子进程 PTE 为可写。

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3. 找不到 page 或 VMA 的情况

3.1 文件映射场景（新区域访问）

步骤：

1. 扩展 VMA：若虚拟地址超出现有 VMA 范围，内核可能扩展或创建新 VMA。

2. 读取磁盘数据：

   • 通过 inode 定位磁盘数据，分配物理页并读取数据。

   • 将新页加入 address_space->i_pages。

3. 更新页表：填充 PTE，建立映射。

示例 ：

进程 D 通过 mmap 扩展文件映射区域，访问新范围时触发缺页，内核从磁盘读取数据并创建新 VMA。

3.2 匿名页场景（新内存分配）

步骤：

1. 分配物理页 ：调用 alloc_page() 分配新物理页，初始化 page 结构体。

2. 关联 VMA：

   • 创建新 VMA（如堆扩展），设置 anon_vma 管理反向映射。

   • 将页的 mapping 指向 anon_vma。

3. 填充 PTE：设置 PFN 和权限，更新页表。

示例 ：

进程 E 调用 malloc() 分配内存，首次访问时触发缺页，内核分配匿名页并关联到堆 VMA。

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4. 页表更新与后续访问

步骤：

1. 逐级填充页表：从 PGD 到 PTE，确保各级页目录项存在。

2. 设置 PTE 标志 ：根据 VMA 权限（如 VM_EXEC→PTE_X）设置访问控制。

3. TLB 刷新 ：通过 flush_tlb_page() 刷新 TLB 缓存，确保新映射生效。

示例 ：

进程 F 修改文件映射页的权限（如 mprotect(PROT_WRITE)），内核更新 PTE 的写标志并刷新 TLB。

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关键数据结构关系

• 文件映射 ：
  vma→vm_file→f_inode→i_mapping→i_pages（xarray 管理页缓存）。

• 匿名映射 ：
  vma→anon_vma 管理反向映射，page→mapping 指向 anon_vma 或交换空间。