Linux 页表映射

Linux 为每个进程分配独立的虚拟地址空间，进程操作的都是虚拟地址，而非直接访问物理内存。这样做的核心优势：

• 地址空间隔离：进程间虚拟地址互不干扰，一个进程的错误不会影响其他进程。
• 内存复用：多个进程可共享同一份物理内存（如共享库）。
• 内存扩容：通过 swap 分区实现「虚拟内存大于物理内存」。

不管是 x86_64 还是 ARM64 架构，Linux 的虚拟地址空间物理上被严格切分为两部分 ，页表 (pgd) 里同时固化了这两段映射，所有用户态进程的mm_struct->pgd都包含这两部分映射：

• 用户态地址空间：低地址段（x86_64 是 0~0x7FFFFFFFFFFF，占 128T；ARM64 是 0~0x0000FFFF_FFFFFFFF，占 48 位）

  • 这部分映射是进程私有的：每个进程的用户态页表不一样，对应各自的代码段、堆、栈、mmap 映射，这也是进程地址空间隔离的核心。
  • 这部分映射只对「用户态（EL0/Ring3）」可见，内核态无法直接访问（有硬件权限拦截）。

• 内核态地址空间：高地址段（x86_64 是 0xFFFF800000000000~ 顶；ARM64 是 0xFFFF000000000000~ 顶）

  • 这部分映射是全局完全共享 的：所有进程的页表中，内核地址的映射关系一模一样，内核把物理内存、外设寄存器、内核代码 / 数据段，都映射到这个固定的高地址段。
  • 这部分映射只对「内核态（EL1/Ring0）」可见，用户态无法访问（硬件权限拦截）。
  • 内核地址的映射关系是固化的、全局的，只要页表寄存器里加载的是「任意一个合法的进程页表」，就能正确解析所有内核地址。内核线程只是「沾了用户态进程页表的光」，复用了其中的内核映射部分。

用户态进程的页表 = 私有用户页表 + 共享内核页表，内核页表是「一份映射，全系统复用」。

地址翻译的核心流程

虚拟地址到物理地址的翻译由 CPU MMU（内存管理单元） 硬件完成，内核负责维护页表数据结构。基本流程：

1. 进程访问虚拟地址（VA）；
2. MMU 从 CPU 页表基址寄存器中读取当前页表的根地址（如 x86_64 的 CR3，ARM64 的 TTBR0_EL1）；
3. MMU 遍历多级页表，将虚拟地址拆解为多个页表索引，最终找到对应的物理页帧号（PFN）；
4. 拼接页内偏移，得到最终物理地址（PA）；
5. 若页表中无对应条目（页缺失），触发缺页异常，内核负责分配物理页并填充页表。

页表的多级架构

32 位系统通常使用 2 级页表 ，而 64 位系统因虚拟地址空间过大，采用 3 级或 4 级页表。

4 级页表架构（x86_64 标准）

x86_64 虚拟地址为 64 位，但实际只使用 48 位，拆解为 5 部分：

字段	全局页目录索引（PGD）	上级页目录索引（PUD）	中间页目录索引（PMD）	页表项索引（PTE）	页内偏移
位数	9 位	9 位	9 位	9 位	12 位
作用	定位 PGD 表项	定位 PUD 表项	定位 PMD 表项	定位 PTE 表项	页内字节位置

• 页大小 ：页内偏移为 12 位 → 单页大小为 2^12 = 4KB。
• 各级页表大小 ：每个索引 9 位 → 每级页表包含 2^9 = 512 个表项 → 每级页表大小为 512 * 8B = 4KB（表项占 8 字节）。

地址翻译流程：

1. CPU 从 CR3 寄存器读取 PGD 表的物理地址；
2. 用虚拟地址的 PGD 索引，找到对应的 PUD 表项（存储 PUD 表的物理地址）；
3. 用 PUD 索引找到 PMD 表项；
4. 用 PMD 索引找到 PTE 表项；
5. PTE 表项存储目标物理页的帧号，拼接页内偏移得到物理地址。

3 级页表架构（ARM64 简化版）

ARM64 支持灵活配置页表层级，当虚拟地址宽度为 42 位时，可省略 PUD 层级，直接用 PGD → PMD → PTE 三级架构：

• 虚拟地址拆解：PGD(9) + PMD(9) + PTE(9) + 偏移(12) → 共 39 位（可扩展到 42 位）。
• 核心优势：减少一次内存访问，提升地址翻译效率。

大页（HugePage）的映射优化

标准 4KB 页在大内存场景下会导致页表膨胀（如 1TB 内存需要 256M 个 PTE 表项）。Linux 支持 大页映射，直接跳过部分页表层级：

• 2MB 大页 ：跳过 PTE 层级，由 PMD 表项直接映射 2MB 物理内存（x86_64 中 PMD 索引对应 2MB 空间）。
• 1GB 大页 ：跳过 PUD 和 PMD 层级，由 PGD 表项直接映射 1GB 物理内存。

大页的优势是减少页表项数量、降低 TLB 缓存失效概率；缺点是内存分配粒度变大，容易产生内存碎片。

页表项的核心标志位

页表项中除了存储物理页帧号，还包含一系列硬件定义的标志位，控制内存访问权限和状态，常见标志：

标志位（x86）	含义	内核宏定义
P（Present）	页表项有效，物理页存在于内存	_PAGE_PRESENT
R/W（Read/Write）	页面是否可写	_PAGE_RW
U/S（User/Supervisor）	用户态是否可访问	_PAGE_USER
A（Accessed）	页面是否被访问过（用于 LRU 回收）	_PAGE_ACCESSED
D（Dirty）	页面是否被修改过（脏页标记）	_PAGE_DIRTY

• 标志位由 MMU 硬件检查：若进程违反权限（如写只读页），会触发页错误异常。
• 内核通过设置标志位实现内存保护（如代码段设为只读）。

进程页表的根节点：mm_struct->pgd

每个进程的 mm_struct 结构体中，pgd 字段指向该进程页表的根节点（PGD 表的虚拟地址）；

• 进程切换时 ：内核将 next->mm->pgd 的物理地址加载到 CPU 的页表基址寄存器（如 CR3），完成地址空间切换。
• 内核页表共享：所有进程的 PGD 表中，内核地址空间对应的表项都指向同一个内核页表，实现内核地址全局共享。

页表共享：写时复制（COW）

进程 fork() 时，内核不会复制父进程的页表，而是共享父进程的页表，并将所有页表项设为只读：

• 当父 / 子进程尝试写页面时，触发缺页异常；
• 内核为写操作分配新的物理页，复制数据，并修改子进程的页表项指向新物理页；
• 实现「按需复制」，减少 fork() 开销。

高端内存映射：kmap()

32 位系统中，内核地址空间（3GB~4GB）有限，无法直接映射所有物理内存。内核通过 kmap() 将高端内存（大于 896MB）临时映射到内核地址空间，访问完成后通过 kunmap() 释放映射。

64 位系统因地址空间充足，无需高端内存机制。

内核页表

Linux 内核页表 是内核地址空间的映射载体，是一套全局共享、固化映射的页表结构，与进程的用户态页表共同组成完整的虚拟地址映射体系。内核页表的核心作用是将内核虚拟地址（如内核代码段、物理内存、外设寄存器）映射到物理地址，且所有进程的页表中，内核页表的映射关系完全一致。

每个用户态进程的页表（由 mm_struct->pgd 指向）是 「用户态页表 + 内核页表」的联合体 ：

• 用户态页表部分：对应低地址段，每个进程私有，实现进程地址空间隔离。
• 内核页表部分：对应高地址段，所有进程共享，内核通过这部分映射访问物理内存和外设。

进程切换时，CPU 切换的是用户态页表的根地址，但内核页表的映射始终存在于页表中，无需重新加载。

内核页表的初始化

内核页表的初始化是系统启动阶段的核心步骤 ，在 start_kernel() 之前的汇编代码和早期内核初始化函数中完成，以 ARM64 为例，核心流程如下：

阶段 1：汇编级临时页表（head.S）

系统上电后，CPU 处于实模式（无虚拟地址），内核首先创建临时内核页表：

1. 映射内核代码段（_text ~ _end）到物理地址（通常是物理地址 == 虚拟地址的恒等映射）。
2. 映射页表自身的物理内存（确保页表访问的合法性）。
3. 将临时页表的根地址加载到 TTBR1_EL1（ARM64 内核页表基址寄存器），开启 MMU。

目的：让内核从实模式进入虚拟地址模式，执行后续的 C 语言初始化代码。

阶段 2：C 语言级正式页表（paging_init()）

内核进入 start_kernel() 后，调用 paging_init() 函数创建正式内核页表，核心操作：

1. 销毁临时页表：释放汇编阶段的临时页表内存。
2. 映射物理内存 ：将所有物理内存（memblock 管理的内存区域）映射到内核虚拟地址空间的 线性映射区 （ARM64 为 0xFFFF000000000000 开始，x86_64 为 0xFFFF888000000000 开始）；线性映射的特点：虚拟地址 = 偏移量 + 物理地址，计算简单，无页表项开销。
3. 映射外设寄存器 ：将外设的物理地址（如 UART、PCIe 控制器）映射到内核的 IO 映射区，方便内核通过内存读写操作外设。
4. 映射内核镜像：将内核的代码段、数据段、bss 段等固化到内核地址空间，设置权限（代码段只读，数据段可写）。
5. 初始化高端内存映射（32 位系统特有）：32 位内核地址空间有限，无法直接映射全部物理内存，需为高端内存预留动态映射窗口。

阶段 3：页表的全局共享化

正式内核页表初始化完成后，内核会将其设置为全局模板：

• 后续创建的所有用户态进程的页表，都会继承内核页表部分的映射。
• 进程页表初始化时，内核只需填充用户态页表部分，内核页表部分直接复用全局模板。

内核页表的关键映射区域

内核地址空间划分了多个功能区域，不同区域对应内核页表的不同映射策略，以 ARM64 为例，核心区域如下：

映射区域	虚拟地址范围	映射内容	核心特点
线性映射区	0xFFFF000000000000 ~ 0xFFFF7FFF_FFFFFFFF	系统所有物理内存	恒等映射 / 偏移映射，全局共享，支持直接物理内存访问
vmalloc 区	0xFFFF8000_00000000 ~ 0xFFFFBFFF_FFFFFFFF	动态分配的内核虚拟内存	非连续物理内存映射，通过 vmalloc() 分配
IO 映射区	0xFFFFC000_00000000 ~ 0xFFFFDFFF_FFFFFFFF	外设寄存器、PCIe 设备内存	按需映射，通过 ioremap() 建立映射
内核镜像区	0xFFFFE000_00000000 ~ 顶端	内核代码段、数据段、栈	固化映射，权限严格控制（代码段 RO）

1. 线性映射区（核心区域）

线性映射区是内核访问物理内存的主要通道，其映射关系为：虚拟地址=物理地址+线性映射偏移量

• 内核通过 virt_to_phys()/phys_to_virt() 函数快速完成虚拟地址与物理地址的转换。
• 线性映射区的页表项权限为内核态可读写、用户态不可访问。
• 64 位系统的线性映射区足够大（如 ARM64 支持最大 128TB 物理内存），无需动态调整；32 位系统则需依赖高端内存机制。

2. vmalloc 区（动态内存区）

vmalloc() 函数用于分配非连续的物理内存，其映射特点：

• 虚拟地址连续，物理地址不连续。
• 内核通过创建新的页表项，将分散的物理页映射到连续的虚拟地址。
• vmalloc() 分配的内存比 kmalloc() 慢（需修改页表），适用于大内存分配场景。

3. IO 映射区（外设访问区）

外设的物理寄存器无法直接访问，内核通过 ioremap() 函数将其映射到 IO 映射区：

• 映射后，内核可通过指针直接读写外设寄存器（如 *((volatile unsigned int *)io_addr) = val）。
• 映射完成后需通过 iounmap() 释放，避免页表泄漏。

内核页表的管理操作 API

内核提供了一系列函数管理内核页表，核心操作包括映射建立、映射销毁、地址转换等：

函数	作用	适用场景
paging_init()	初始化内核页表，建立线性映射和 IO 映射	系统启动阶段
ioremap()	将外设物理地址映射到内核虚拟地址	驱动开发中访问外设寄存器
iounmap()	销毁 ioremap() 建立的映射	驱动卸载时释放映射
vmalloc()	分配连续虚拟地址、非连续物理地址的内存	内核大内存分配
vfree()	释放 vmalloc() 分配的内存	释放动态内核虚拟内存
virt_to_phys()	线性映射区虚拟地址转物理地址	内核态物理内存访问
phys_to_virt()	物理地址转线性映射区虚拟地址	物理内存映射到内核虚拟地址
set_pte_at()	直接修改内核页表项	内核页表动态调整（如高端内存）

内核页表的全局共享机制

内核页表的共享是零开销的，其实现原理：

• 内核页表的页表项（PGD/PUD/PMD/PTE）存储在物理内存中，所有进程的页表都指向这些共享的页表项。
• 进程切换时，仅需切换用户态页表的根地址，内核页表的映射无需任何修改。
• 这种机制保证了内核线程可以借用任意用户态进程的页表 访问内核地址空间（即 active_mm 的核心原理）。

TLB 缓存：减少页表访问开销

MMU 每次翻译地址都要访问多次内存（遍历多级页表），开销较大。CPU 内置 TLB（Translation Lookaside Buffer） 缓存最近使用的虚拟地址→物理地址映射：

• 当访问虚拟地址时，MMU 先查 TLB，命中则直接得到物理地址；
• 未命中时，再遍历页表，并将结果写入 TLB。
• 内核通过 flush_tlb_page() 函数刷新指定虚拟地址的 TLB 缓存。

内核态 TLB 与用户态 TLB 分离

ARM64 等架构支持 TLB 分区（ASID 地址空间标识符），将 TLB 分为内核态 TLB 和用户态 TLB：

• 内核态 TLB 缓存内核地址的映射，进程切换时无需刷新，提升内核代码的执行效率。
• 用户态 TLB 缓存用户地址的映射，进程切换时只需刷新用户态 TLB 或更新 ASID。

x86_64 虽不支持 TLB 分区，但通过 CR3 寄存器的 PCD/PWT 位优化缓存策略，减少内核页表的 TLB 失效次数。

内核线程的本质

永远运行在「内核态」的无用户空间进程；

内核线程（kthread）有两个永远不变的核心特征：

1. task_struct->mm = NULL：内核线程没有任何私有用户态地址空间，也不需要用户态页表，因为它永远不会执行用户态代码、访问用户态内存；
2. 内核线程的 CPU 特权级永久锁定在内核态（ARM64=EL1，x86=Ring0），CPU 的硬件会强制拦截所有「内核线程访问用户态地址」的行为（直接触发 page fault/Oops）。

内核线程的所有工作：执行内核代码、访问内核数据、操作物理内存、读写外设，这些全部落在「内核地址空间」范围内。

内核线程的执行链路：CPU调度内核线程运行 → 持有active_mm → 访问内核地址 → 硬件查页表 → 访问物理内存；

内核线程运行的是纯内核代码，所有的内存访问都是「内核虚拟地址」（高地址段），比如：

• 访问内核的全局变量 init_task；
• 调用内核函数 kmalloc()，申请的内存也是内核地址；
• 读写内核的链表、结构体（比如mm_struct本身）。

这些访问的地址，全部落在「全局共享的内核地址空间」，没有任何用户态地址的访问。

mm 和 active_mm 的本质区别

• mm：所有权属性，代表「这个进程有没有自己的用户态地址空间」；
• active_mm：运行时属性，代表「这个进程在 CPU 上运行时，CPU 的页表寄存器加载的是谁的页表」，是内核内存管理的「运转凭证」。

对内核线程来说：mm=NULL（无所有权）、active_mm≠NULL（有运行凭证）。

内核线程访问内核地址，不需要 active_mm 帮忙做映射，但是必须要有 active_mm，否则内核线程连运行的资格都没有。

内核线程复用「用户态进程的合法页表」来解析全局共享的内核地址，active_mm为内核线程提供内存管理的合法上下文，内核地址的映射由硬件 + 共享页表完成，与 active_mm 无直接关联。

借用用户态进程的 mm_struct

当 CPU 从「用户态进程」切换到「内核线程」时，内核的context_switch()函数执行核心逻辑：

1. 内核线程的mm=NULL，内核会把它的active_mm赋值为上一个在该 CPU 运行的用户态进程的 active_mm；
2. 对被借用的mm_struct执行 atomic_inc(&mm->mm_count)，增加内核态引用计数，防止这个 mm_struct 在被借用期间被释放；
3. 调用switch_mm(prev->active_mm, next->active_mm, next)，注意：这个函数此时不会修改 CPU 的页表基址寄存器（因为前后两个 active_mm 指向同一个 mm_struct），只是做一些 TLB 缓存的合法性刷新。