首先注意下个细节，在二级页表条目不存在时，会先创建条目；最终会调用函数handle_pte_fault，该函数功能注释已经描述很清楚，源码如下：
static inline int handle_pte_fault(struct mm_struct *mm,
struct vm_area_struct *vma, unsigned long address,
pte_t *pte, pmd_t *pmd, unsigned int flags)
{
pte_t entry;
spinlock_t *ptl;
entry = *pte;
/*调页请求:分为线性(匿名/文件)映射、非线性映射、swap情况下映射
注意，pte_present(entry)为0说明二级页表条目pte映射的物理地址(即*pte)不存在，很可能是调页请求*/
if (!pte_present(entry)) {
/*(pte_none(entry))为1说明二级页表条目pte尚且没有写入任何物理地址，说明还根本从未分配物理页*/
if (pte_none(entry)) {
/*如果该vma的操作函数集合实现了fault函数，说明是文件映射而不是匿名映射，将调用do_linear_fault分配物理页*/
if (vma->vm_ops) {
if (likely(vma->vm_ops->fault))
return do_linear_fault(mm, vma, address,
pte, pmd, flags, entry);
}
/*匿名映射的情况分配物理页，最终调用alloc_pages*/
return do_anonymous_page(mm, vma, address,
pte, pmd, flags);
}
/*(pte_file(entry))说明是非线性映射，调用do_nonlinear_fault分配物理页*/
if (pte_file(entry))
return do_nonlinear_fault(mm, vma, address,
pte, pmd, flags, entry);
/*如果页框事先被分配，但是此刻已经由主存换出到了外存，则调用do_swap_page()完成页框分配*/
return do_swap_page(mm, vma, address,
pte, pmd, flags, entry);
}
/*写时复制
COW的场合就是访问映射的页不可写，有两种情况、：
一种是之前给vma映射的是零页(zero_pfn)，
另外一种是访问fork得到的进程空间(子进程与父进程共享父进程的只读页)
共同特点就是: 二级页表条目不允许写，简单说就是该页不可写*/
ptl = pte_lockptr(mm, pmd);
spin_lock(ptl);
if (unlikely(!pte_same(*pte, entry)))
goto unlock;
/*是写操作时发生的缺页异常*/
if (flags & FAULT_FLAG_WRITE) {
/*二级页表条目不允许写，引发COW*/
if (!pte_write(entry))
return do_wp_page(mm, vma, address,
pte, pmd, ptl, entry);
/*标志本页已脏*/
entry = pte_mkdirty(entry);
}
entry = pte_mkyoung(entry);
if (ptep_set_access_flags(vma, address, pte, entry, flags & FAULT_FLAG_WRITE)) {
update_mmu_cache(vma, address, entry);
} else {
/*
* This is needed only for protection faults but the arch code
* is not yet telling us if this is a protection fault or not.
* This still avoids useless tlb flushes for .text page faults
* with threads.
*/
if (flags & FAULT_FLAG_WRITE)
flush_tlb_page(vma, address);
}
unlock:
pte_unmap_unlock(pte, ptl);
return 0;
}
回过头看下那四个异常的情况，上面的内容会比较好理解些，首先获取到二级页表条目值entry，对于写时复制的情况，它的异常addr的二级页表条目还是存在的(就是说起码存在标志L_PTE_PRESENT)，只是说映射的物理页不可写，所以由(!pte_present(entry))可界定这是请求调页的情况；
在请求调页情况下，如果这个二级页表条目的值为0，即什么都没有，那么说明这个地址所在的vma是完完全全没有做过映射物理页的操作，那么根据该vma是否存在vm_ops成员即操作函数，并且vm_ops存在fault成员，这说明是文件映射而非匿名映射，反之是匿名映射，分别调用函数do_linear_fault、do_anonymous_page；
仍然在请求调页的情况下，如果二级页表条目的值含有L_PTE_FILE标志，说明这是个非线性文件映射，将调用函数do_nonlinear_fault分配物理页；其他情况视为物理页曾被分配过，但后来被linux交换出内存，将调用函数do_swap_page再分配物理页；
文件线性/非线性映射和交换分区的映射除请求调页方面外，还涉及文件、交换分区的很多内容，为简化起见，下面仅以匿名映射为例描述用户空间缺页异常的实际处理，而事实上日常使用的malloc都是匿名映射；
匿名映射体现了linux为进程分配物理空间的基本态度，不到实在不行的时候不分配物理页，当使用malloc/mmap申请映射一段物理空间时，内核只是给该进程创建了段线性区vma，但并未映射物理页，然后如果试图去读这段申请的进程空间，由于未创建相应的二级页表映射条目，MMU会发出缺页异常，而这时内核依然只是把一个默认的零页zero_pfn(这是在初始化时创建的，前面的内存页表的文章描述过)给vma映射过去，当应用程序又试图写这段申请的物理空间时，这就是实在不行的时候了，内核才会给vma映射物理页，源码如下：
static int do_anonymous_page(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma,
unsigned long address, pte_t *page_table, pmd_t *pmd,
unsigned int flags)
{
struct page *page;
spinlock_t *ptl;
pte_t entry; |
