１．匿名對映缺頁異常的觸發情況 ２．０頁是什麼？為什麼使用０頁？
３．原始碼分析
3.1 觸發條件
3.2 第一次讀匿名頁
3.3 第一次寫匿名頁
3.4 讀之後寫匿名頁
４．應用層實驗
５．總結
在講解匿名對映缺頁異常之前我們先要了解以下什麼是匿名頁？與匿名頁相對應的是檔案頁，檔案頁我們應該很好理解，就是對映檔案的頁，如：透過mmap對映檔案到虛擬記憶體然後讀檔案資料，程序的程式碼資料段等，這些頁有後備快取也就是塊裝置上的檔案，而匿名頁就是沒有關聯到檔案的頁，如：程序的堆、棧等。還有一點需要注意：
下面討論的都是私有的匿名頁
的情況，共享匿名頁在核心演變為檔案對映缺頁異常（偽檔案系統），後面有機會我們會講解，感興趣的小夥伴可以看一看mmap的程式碼實現對共享匿名頁的處理。
一，匿名對映缺頁異常的觸發情況
前面我們講解了什麼是匿名頁，那麼思考一下什麼情況下會觸發匿名對映缺頁異常呢？這種異常對於我們來說非常常見：
１．當我們應用程式使用malloc來申請一塊記憶體（堆分配），在沒有使用這塊記憶體之前，僅僅是分配了虛擬記憶體，並沒有分配物理記憶體，第一次去訪問的時候才會透過觸發缺頁異常來分配物理頁建立和虛擬頁的對映關係。
２．當我們應用程式使用ｍｍap來建立匿名的記憶體對映的時候，頁同樣只是分配了虛擬記憶體，並沒有分配物理記憶體，第一次去訪問的時候才會透過觸發缺頁異常來分配物理頁建立和虛擬頁的對映關係。
３．當函式的區域性變數比較大，或者是函式呼叫的層次比較深，導致了當前的棧不夠用了，這個時候需要擴大棧。當然了上面的這幾種場景對應應用程式來說是透明的，核心為使用者程式做了大量的處理工作，下面幾節會看到如何處理。
二，０頁是什麼？為什麼使用０頁？
這裡為什麼會說到０頁呢？什麼是０頁呢？是地址為０的頁嗎？答案是：系統初始化過程中分配了一頁的記憶體，這段記憶體全部被填充０。下面我們來看下０頁如何分配的：在arch/arm64/mm/mmu。c中：
61 /* 62 * Empty_zero_page is a special page that is used for zero-initialized data 63 * and COW。 64 */ 65 unsigned long empty_zero_page［PAGE_SIZE / sizeof（unsigned long）］ __page_aligned_bss； 66 EXPORT_SYMBOL（empty_zero_page）；
可以看到定義了一個全域性變數，大小為一頁，頁對齊到ｂｓｓ段，所有
這段資料核心初始化的時候會被清零
，所有稱之為０頁。
那麼為什麼使用０頁呢？一個是它的資料都是被０填充，讀的時候資料都是０，二是節約記憶體，匿名頁面第一次讀的時候資料都是０都會對映到這頁中從而節約記憶體（共享０頁），那麼如果有程序要去寫這個這個頁會怎樣呢？
答案是發生ＣＯＷ重新分配頁來寫
。
【Linux核心記憶體管理專題訓練營】火熱開營！！
最新Linux核心技術詳解
獨家Linux核心記憶體管理乾貨分享
兩天持續技術輸出：
——————————
第一天：
1。物理記憶體對映及空間劃分
2。ARM32/64頁表的對映過程
3。分配物理頁面及Slab分配器
4。實戰：VMA查詢/插入/合併
——————————
第二天：
5。實戰：mallocap系統呼叫實現
6。缺頁中斷處理/反向對映
7。回收頁面/匿名頁面生命週期
8。KSM實現/Dirty COW記憶體漏洞
原價“198”，現“0。02”特惠！
限時特價入營地址
https：//ke。qq。com/course/3485817？flowToken=1036017
深入淺出Linux核心記憶體管理基礎
立即搶購加入吧
三，原始碼分析
3。1 觸發條件
當第一節中的觸發情況發生的時候，處理器就會發生缺頁異常，從處理器架構相關部分過渡到處理器無關部分，最終到達
handle_pte_fault
函式：
3742 static vm_fault_t handle_pte_fault（struct vm_fault *vmf） 3743 { 3744 pte_t entry； 。。。 3782 if （！vmf->pte） { 3783 if （vma_is_anonymous（vmf->vma）） 3784 return do_anonymous_page（vmf）； 3785 else 3786 return do_fault（vmf）； 3787 }
3782和3783行是匿名對映缺頁異常的觸發條件：
１．發生缺頁的地址所在頁表項不存在。
２．是匿名頁發生的，即是vma->vm_ops為空。
當滿足這兩個條件的時候就會呼叫do_anonymous_page函式來處理匿名對映缺頁異常。
2871 /* 2872 * We enter with non-exclusive mmap_sem （to exclude vma changes， 2873 * but allow concurrent faults）， and pte mapped but not yet locked。 2874 * We return with mmap_sem still held， but pte unmapped and unlocked。 2875 */ 2876 static vm_fault_t do_anonymous_page（struct vm_fault *vmf） 2877 { 2878 struct vm_area_struct *vma = vmf->vma； 2879 struct mem_cgroup *memcg； 2880 struct page *page； 2881 vm_fault_t ret = 0； 2882 pte_t entry； 2883 2884 /* File mapping without ->vm_ops ？ */ 2885 if （vma->vm_flags & VM_SHARED） 2886 return VM_FAULT_SIGBUS； 2887 2888 /* 2889 ¦* Use pte_alloc（） instead of pte_alloc_map（）。 We can‘t run 2890 ¦* pte_offset_map（） on pmds where a huge pmd might be created 2891 ¦* from a different thread。 2892 ¦* 2893 ¦* pte_alloc_map（） is safe to use under down_write（mmap_sem） or when 2894 ¦* parallel threads are excluded by other means。 2895 ¦* 2896 ¦* Here we only have down_read（mmap_sem）。 2897 ¦*/ 2898 if （pte_alloc（vma->vm_mm， vmf->pmd）） 2899 return VM_FAULT_OOM； 2904 。。。
2885行判斷：發生缺頁的ｖｍａ是否為私有對映，這個函式處理的是
私有的匿名對映
。
2898行如何頁表不存在則分配頁表（有可能缺頁地址的頁表項所在的
直接頁表不存在
）。
3。2 第一次讀匿名頁情況
。。。 2905 /* Use the zero-page for reads */ 2906 if （！（vmf->flags & FAULT_FLAG_WRITE） && 2907 ！mm_forbids_zeropage（vma->vm_mm）） { 2908 entry = pte_mkspecial（pfn_pte（my_zero_pfn（vmf->address）， 2909 vma->vm_page_prot））； 2910 vmf->pte = pte_offset_map_lock（vma->vm_mm， vmf->pmd， 2911 vmf->address， &vmf->ptl）； 2912 if （！pte_none（*vmf->pte）） 2913 goto unlock； 2914 ret = check_stable_address_space（vma->vm_mm）； 2915 if （ret） 2916 goto unlock； 2917 /* Deliver the page fault to userland， check inside PT lock */ 2918 if （userfaultfd_missing（vma）） { 2919 pte_unmap_unlock（vmf->pte， vmf->ptl）； 2920 return handle_userfault（vmf， VM_UFFD_MISSING）； 2921 } 2922 goto setpte； 2923 } 。。。 2968 setpte： 2969 set_pte_at（vma->vm_mm， vmf->address， vmf->pte， entry）；
2906到2923行是處理的是
私有匿名頁讀的情況
：這裡就會用到我們上面將的０頁了。
2906和 2907行判斷是否是由於讀操作導致的缺頁而且沒有禁止０頁。
2908－2909行是核心部分：
設定頁表項的值對映到０頁
。
我們主要研究這個語句：pfn_pte用來將頁幀號和頁表屬性拼接為頁表項值：
arch/arm64/include/asm/pgtable。h：77 #define pfn_pte（pfn，prot） \78 __pte（__phys_to_pte_val（（phys_addr_t）（pfn） << PAGE_SHIFT） | pgprot_val（prot））
是將pfn左移PAGE_SHIFT位（一般為１２bit），或上pgprot_val（prot）
先看my_zero_pfn：
include/asm-generic/pgtable。h： 875 static inline unsigned long my_zero_pfn（unsigned long addr） 876 { 877 extern unsigned long zero_pfn； 878 return zero_pfn； 879 }
|| \/
mm/memory。c： 126 unsigned long zero_pfn __read_mostly； 127 EXPORT_SYMBOL（zero_pfn）； 128 129 unsigned long highest_memmap_pfn __read_mostly； 130 131 /* 132 * CONFIG_MMU architectures set up ZERO_PAGE in their paging_init（） 133 */ 134 static int __init init_zero_pfn（void） 135 { 136 zero_pfn = page_to_pfn（ZERO_PAGE（0））； 137 return 0； 138 } 139 core_initcall（init_zero_pfn）；
|| \/
arch/arm64/include/asm/pgtable。h： 54 /* 55 * ZERO_PAGE is a global shared page that is always zero： used 56 * for zero-mapped memory areas etc。。 57 */ 58 extern unsigned long empty_zero_page［PAGE_SIZE / sizeof（unsigned long）］； 59 #define ZERO_PAGE（vaddr） phys_to_page（__pa_symbol（empty_zero_page））
最終我們看到使用的就是核心初始化設定的empty_zero_page這個０頁得到頁幀號。再看看pfn_pte的第二個引數vma->vm_pageprot，這是ｖｍａ的訪問許可權，在做記憶體對映mmap的時候會被設定。
那麼我們想知道的時候是
什麼時候０頁被設定為了只讀屬性的（也就是頁表項何時被設定為只讀）
？
我們帶著這個問題去在核心程式碼中尋找答案。其實程式碼看到這裡一般看不到頭緒，但是我們要知道何時vma的vm_page_prot成員被設定的，如何被設定的，有可能就能找到答案。
我們到mm/mmap。c中去尋找答案：我們以do_brk_flags函式為例，這是設定堆的函式我們關注到3040行設定了vm_page_prot：
3040 vma->vm_page_prot = vm_get_page_prot（flags）；
|| \/
110 pgprot_t vm_get_page_prot（unsigned long vm_flags） 111 { 112 pgprot_t ret = __pgprot（pgprot_val（protection_map［vm_flags & 113 （VM_READ|VM_WRITE|VM_EXEC|VM_SHARED）］） | 114 pgprot_val（arch_vm_get_page_prot（vm_flags）））； 115 116 return arch_filter_pgprot（ret）； 117 } 118 EXPORT_SYMBOL（vm_get_page_prot）；
vm_get_page_prot函式會根據傳遞來的vmflags是否為VMREAD|VMWRITE|VMEXEC|VMSHARED來轉換為保護位組合，繼續往下看 || \/
78 /* description of effects of mapping type and prot in current implementation。 79 * this is due to the limited x86 page protection hardware。 The expected 80 * behavior is in parens： 81 * 82 * map_type prot 83 * PROT_NONE PROT_READ PROT_WRITE PROT_EXEC 84 * MAP_SHARED r： （no） no r： （yes） yes r： （no） yes r： （no） yes 85 * w： （no） no w： （no） no w： （yes） yes w： （no） no 86 * x： （no） no x： （no） yes x： （no） yes x： （yes） yes 87 * 88 * MAP_PRIVATE r： （no） no r： （yes） yes r： （no） yes r： （no） yes 89 * w： （no） no w： （no） no w： （copy） copy w： （no） no 90 * x： （no） no x： （no） yes x： （no） yes x： （yes） yes 91 * 92 * On arm64， PROT_EXEC has the following behaviour for both MAP_SHARED and 93 * MAP_PRIVATE： 94 * r： （no） no 95 * w： （no） no 96 * x： （yes） yes 97 */ 98 pgprot_t protection_map［16］ __ro_after_init = { 99 __P000， __P001， __P010， __P011， __P100， __P101， __P110， __P111， 100 __S000， __S001， __S010， __S011， __S100， __S101， __S110， __S111 101 }；
protection_map陣列定義了從
P000到
S111一共１６種組合，Ｐ表示私有（Ｐrivate），S表示共享（Ｓhare），後面三個數字依次為可讀、可寫、可執行，如：_S010表示共享、不可讀、可寫、不可執行。
|| \/
arch/arm64/include/asm/pgtable-prot。h： 93 #define PAGE_NONE __pgprot（（（_PAGE_DEFAULT） & ~PTE_VALID） | PTE_PROT_NONE | PTE_RDONLY | PTE_NG | PTE_PXN | PTE_UXN） 94 #define PAGE_SHARED __pgprot（_PAGE_DEFAULT | PTE_USER | PTE_NG | PTE_PXN | PTE_UXN | PTE_WRITE） 95 #define PAGE_SHARED_EXEC __pgprot（_PAGE_DEFAULT | PTE_USER | PTE_NG | PTE_PXN | PTE_WRITE） 96 #define PAGE_READONLY __pgprot（_PAGE_DEFAULT | PTE_USER | PTE_RDONLY | PTE_NG | PTE_PXN | PTE_UXN） 97 #define PAGE_READONLY_EXEC __pgprot（_PAGE_DEFAULT | PTE_USER | PTE_RDONLY | PTE_NG | PTE_PXN） 98 #define PAGE_EXECONLY __pgprot（_PAGE_DEFAULT | PTE_RDONLY | PTE_NG | PTE_PXN） 99 100 #define __P000 PAGE_NONE 101 #define __P001 PAGE_READONLY 102 #define __P010 PAGE_READONLY 103 #define __P011 PAGE_READONLY 104 #define __P100 PAGE_EXECONLY 105 #define __P101 PAGE_READONLY_EXEC 106 #define __P110 PAGE_READONLY_EXEC 107 #define __P111 PAGE_READONLY_EXEC 108 109 #define __S000 PAGE_NONE 110 #define __S001 PAGE_READONLY 111 #define __S010 PAGE_SHARED 112 #define __S011 PAGE_SHARED 113 #define __S100 PAGE_EXECONLY 114 #define __S101 PAGE_READONLY_EXEC 115 #define __S110 PAGE_SHARED_EXEC 116 #define __S111 PAGE_SHARED_EXEC
可以發現
對於私有的對映只有只讀（PTE_RDONLY）沒有可寫屬性（PTE_WRITE）
105-107行，雖然之前設定的時候是設定了可寫（ＶＭ_WRITE）！而對應共享對映則會有可寫屬性。
而這個
被設定的保護位組合最終會在缺頁異常中被設定到頁表中
：上面說到的do_anonymous_page函式：
2908 entry = pte_mkspecial（pfn_pte（my_zero_pfn（vmf->address），2909 vma->vm_page_prot））；
對於私有匿名對映的頁，假設設定的vmflags為VMREAD|VMWRITE則對應的保護位組合為：
P110即為PAGE_READONLY_EXEC＝
pgprot（_PAGE_DEFAULT | PTE_USER | PTE_RDONLY | PT_ENG | PTE_PXN）不會設定為可寫。
所以就將其頁表設定為了只讀
！！！
292２行跳轉到setpte去將設定好的頁表項值填寫到頁表項中。
當匿名頁讀之後再次去寫時候會由於頁表屬性為只讀導致ＣＯＷ缺頁異常
，詳將ＣＯＷ相關文章，再此不在贅述。下面用圖說話：
3。3 第一次寫匿名頁的情況
接著do_anonymous_page函式繼續往下分析：
2876 static vm_fault_t do_anonymous_page（struct vm_fault *vmf） 2877 { 。。。 2924 2925 /* Allocate our own private page。 */ 2926 if （unlikely（anon_vma_prepare（vma））） 2927 goto oom； 2928 page = alloc_zeroed_user_highpage_movable（vma， vmf->address）； 2929 if （！page） 2930 goto oom； 2931 2932 if （mem_cgroup_try_charge_delay（page， vma->vm_mm， GFP_KERNEL， &memcg， 2933 false）） 2934 goto oom_free_page； 2935 2936 /* 2937 ¦* The memory barrier inside __SetPageUptodate makes sure that 2938 ¦* preceeding stores to the page contents become visible before 2939 ¦* the set_pte_at（） write。 2940 ¦*/ 2941 __SetPageUptodate（page）； 2942 2943 entry = mk_pte（page， vma->vm_page_prot）； 2944 if （vma->vm_flags & VM_WRITE） 2945 entry = pte_mkwrite（pte_mkdirty（entry））；2946 2947 vmf->pte = pte_offset_map_lock（vma->vm_mm， vmf->pmd， vmf->address， 2948 &vmf->ptl）； 2949 if （！pte_none（*vmf->pte）） 2950 goto release； 2951 2952 ret = check_stable_address_space（vma->vm_mm）； 2953 if （ret） 2954 goto release； 2955 2956 /* Deliver the page fault to userland， check inside PT lock */ 2957 if （userfaultfd_missing（vma）） { 2958 pte_unmap_unlock（vmf->pte， vmf->ptl）； 2959 mem_cgroup_cancel_charge（page， memcg， false）； 2960 put_page（page）； 2961 return handle_userfault（vmf， VM_UFFD_MISSING）； 2962 } 2963 2964 inc_mm_counter_fast（vma->vm_mm， MM_ANONPAGES）； 2965 page_add_new_anon_rmap（page， vma， vmf->address， false）； 2966 mem_cgroup_commit_charge（page， memcg， false， false）； 2967 lru_cache_add_active_or_unevictable（page， vma）； 2968 setpte： 2969 set_pte_at（vma->vm_mm， vmf->address， vmf->pte， entry）； 2970 2971 /* No need to invalidate - it was non-present before */ 2972 update_mmu_cache（vma， vmf->address， vmf->pte）； 2973 unlock： 2974 pte_unmap_unlock（vmf->pte， vmf->ptl）； 2975 return ret； 2976 release： 2977 mem_cgroup_cancel_charge（page， memcg， false）； 2978 put_page（page）； 2979 goto unlock； 2980 oom_free_page： 2981 put_page（page）； 2982 oom： 2983 return VM_FAULT_OOM； 2984 }
當判斷不是讀操作導致的缺頁的時候，則是寫操作造成，處理寫私有的匿名頁情況，
請記住這依然是第一次訪問這個匿名頁只不過是寫訪問而已
。
2928行會分配一個高階可遷移的被０填充的物理頁。2941設定頁中資料有效 2943使用頁幀號和ｖｍａ的訪問許可權設定頁表項值（注意：這個時候頁表項屬性依然為只讀）。
2944－2945行如果ｖｍａ可寫，則
設定頁表項值為髒且*
可寫
*
（這個時候才設定為可寫）。
2964行匿名頁計數統計 2965行新增到匿名頁的反向對映中 2967行新增到ｌｒｕ連結串列 2969將設定好的頁表項值填充到頁表項中。
下面用圖說話：
3。4 讀之後寫匿名頁
讀之後寫匿名頁，其實已經很簡單了，那就是發生COW寫時複製缺頁。下面依然看圖說話：
四，應用層實驗
實驗１：
主要體驗下核心的按需分配頁策略！實驗程式碼：mmap對映10 * 4096 * 4096/1M=160M記憶體空間，對映和寫頁前後獲得記憶體使用情況：
1 #include
執行結果：
出現“
before mmap ->please exec： free -m
”列印後執行：
$ free -m 總計 已用 空閒 共享 緩衝/快取 可用記憶體：15921 6561 462 796 8897 8214交換：16290 702 15588
出現“after mmap ->please exec: free -m”列印後執行：
$ free -m 總計 已用 空閒 共享 緩衝/快取 可用記憶體：15921 6565 483 771 8872 8236交換：16290 702 15588
出現“after write ->please exec: free -m”後執行：
$：~/study/user_test/page-fault$ free -m 總計 已用 空閒 共享 緩衝/快取 可用記憶體：15921 6727 322 770 8871 8076交換：16290 702 15588
我們只關注
已用記憶體
，可以發現對映前後基本上已用記憶體沒有變化（考慮到其他記憶體申請情況存在，也會有記憶體變化）是6561Ｍ和6565Ｍ，說明ｍｍａｐ的時候並沒有分配物理記憶體，寫之後發現記憶體使用為6727Ｍ， 6727-6565=162M與我們ｍｍａｐ的大小基本一致，說明了匿名頁實際寫的時候才會分配等量的物理記憶體。
實驗２：
主要體驗下匿名頁讀之後寫記憶體頁申請情況 實驗程式碼：mmap對映10 * 4096 * 4096/1M=160M記憶體空間，對映、讀然後寫頁前後獲得記憶體使用情況：
1 #include
執行結果：出現“before mmap ->please exec： free -m” 後執行：
$ free -m 總計 已用 空閒 共享 緩衝/快取 可用記憶體：15921 6590 631 780 8700 8164交換：16290 702 15588
出現“before read ->please exec： free -m”後執行：
$ free -m 總計 已用 空閒 共享 緩衝/快取 可用記憶體：15921 6586 644 770 8690 8178交換：16290 702 15588
出現“after read ->please exec： free -m”後執行：
$ free -m 總計 已用 空閒 共享 緩衝/快取 可用記憶體：15921 6587 624 789 8709 8158交換：16290 702 15588
出現“after write ->please exec： free -m”後執行：
$ free -m 總計 已用 空閒 共享 緩衝/快取 可用記憶體：15921 6749 462 789 8709 7996交換：16290 702 15588
可以發現：讀之後和之前基本上記憶體使用沒有變化（實際上對映到了０頁，這是核心初始化時候分配好的），知道寫之後6749－6587＝162M符合預期，而且列印可以發現數據全為０。
分析：實際上，ｍｍａｐ的時候只是申請了一塊ｖｍａ，讀的時候發生一次缺頁異常，對映到０頁，所有記憶體沒有分配，當再次寫這個頁面的時候，發生了ＣＯＷ分配新頁（ｃｏｗ中分配新頁的時候會判斷原來的頁是否為０頁，如果為０頁就直接分配頁然後用０填充）。
五，總結
匿名對映缺頁異常是我們遇到的一種很常用的一種異常，對於匿名對映，對映完成之後，只是獲得了一塊虛擬記憶體，並沒有分配物理記憶體，當第一次訪問的時候：如果是讀訪問，會將虛擬頁對映到０頁，以減少不必要的記憶體分配；如果是寫訪問，則會分配新的物理頁，並用０填充，然後對映到虛擬頁上去。而如果是先讀訪問一頁然後寫訪問這一頁，則會發生兩次缺頁異常：第一次是匿名頁缺頁異常的讀的處理，第二次是寫時複製缺頁異常處理。
