〇、全景：页表 + 缺页 = 按需分配

进程看到的是一整片连续的虚拟地址空间，但实际内存是"按需分配"的——大部分地址只是"承诺"了，访问到的那一瞬才真正映射物理页。实现这个机制靠两样东西：

• 多级页表：虚拟地址 → 物理地址的映射，硬件（MMU）逐级翻译；
• 缺页（page fault）：访问一个"还没映射"或"权限不够"的地址，MMU 翻译失败、触发缺页异常（#PF），内核补上映射、再重跑那条指令。

一句话主线：虚拟地址靠多级页表（PGD/P4D/PUD/PMD/PTE）映射到物理页；访问一个"页表项不存在/权限不符"的地址时，MMU 触发缺页异常（#PF），内核do_page_fault→handle_mm_fault→handle_pte_fault，根据 vma 判断是匿名页（do_anonymous_page分配零页）还是文件页（do_fault从文件读），补好页表项后重新执行——这就是"按需分配"：进程地址空间大部分是"承诺"了但没实际映射的，访问到才真正分配。

一、5 级页表：虚拟地址切成几段逐级翻译

1.1 层级结构

x86_64 支持4 级（LA48，48 位虚拟地址）和5 级（LA57，57 位虚拟地址）页表。5 级时，虚拟地址切成 6 段，逐级索引：

虚拟地址（5 级 / LA57）： | PGD | P4D | PUD | PMD | PTE | offset | | 9b | 9b | 9b | 9b | 9b | 12b |

每一级都是 9 位（= 512 项，正好一页），shift 值定义在pgtable_64_types.h：

// arch/x86/include/asm/pgtable_64_types.h (v6.6, line 62 / 84 / 91)#defineP4D_SHIFT39#definePUD_SHIFT30#definePMD_SHIFT21// PAGE_SHIFT = 12，offset 占低 12 位

• 5 级：PGDIR_SHIFT = pgdir_shift（= 48，:56）→ 虚拟地址 6 段；
• 4 级：PGDIR_SHIFT = 39（:75），P4D折叠成 1 项（MAX_PTRS_PER_P4D = 1，:77），等效 PGD/PUD/PMD/PTE 四级。

翻译过程就是"用每一段当前层的索引查表、拿到下一层表的基址"，最后 PTE 指向真正的物理页。顶层表指针存在每个进程的mm_struct里（mm_struct.pgd）。

注意这是MMU 页表（管 CPU 访存：进程虚拟地址 → 物理地址），和 IOMMU 页表（管设备 DMA：设备地址 → 物理地址）是两套独立的页表，别混（见 IOMMU 系列）。

1.2 页表项的"状态"决定缺页行为

每个 PTE 不只是"物理页号"，还带一堆状态位（present、write、dirty、accessed…）。这些状态正是 §四 缺页分流判断的依据——比如present=0说明"这一页还没映射（或缺页到 swap）“，write=0说明"只读，写它就触发写时复制”。

二、vma：进程地址空间的"登记簿"

页表是"物理映射"的视角，但内核还需要"逻辑归属"的视角——这段地址是代码、堆、栈，还是 mmap 的文件？这就是vma（virtual memory area）：

// include/linux/mm_types.h (v6.6, line 565)structvm_area_struct{// VMA covers [vm_start; vm_end) addresses within mmunsignedlongvm_start;// 起始地址unsignedlongvm_end;// 结束地址（开区间）// …constvm_flags_tvm_flags;// 权限/性质：可读可写、匿名/文件…// …unsignedlongvm_pgoff;// 在 vm_file 里的页偏移structfile*vm_file;// 映射的文件（匿名映射则为 NULL）// …};

一个进程的地址空间（mm_struct，mm_types.h:673）由一串 vma 串起来（mm->mmap链表 / 红黑树）。关键：vm_file是否为空，决定了这段地址是"匿名"还是"文件映射"——这正是缺页时走do_anonymous_page还是do_fault的分水岭（见 §五）。

三、缺页入口：硬件 #PF →do_page_fault

访问非法地址时，CPU 触发 #PF 异常，经 IDT 进到：

// arch/x86/mm/fault.c (v6.6, line 1517)DEFINE_IDTENTRY_RAW_ERRORCODE(exc_page_fault){// …handle_page_fault(regs,error_code,address);// fault.c:1493}

handle_page_fault按 faulting 地址在内核空间还是用户空间分流（fault_in_kernel_space，fault.c:1502），用户地址走do_user_addr_fault（fault.c:1239）。do_user_addr_fault的核心逻辑：

1. 查 vma：lock_mm_and_find_vma（fault.c:1385）找到覆盖这个地址的 vma；地址不在任何 vma 里 → 非法访问 → 发SIGSEGV；
2. 权限检查：访问类型（读/写/执行）和vm_flags不符 →SIGSEGV（保护违例）；
3. 调handle_mm_fault：合法的缺页，交给 mm 子系统补映射；
4. 补好了 → 返回用户态重跑那条指令；补不了 → 发信号终止进程（SIGSEGV/SIGBUS，OOM 则触发 OOM killer）。

handle_mm_fault（memory.c:5255）→__handle_mm_fault（memory.c:5031）逐级往下走页表（PGD→P4D→PUD→PMD，中间的中间表项不存在就现建），直到PTE 层，交给handle_pte_fault做最终分流。

四、handle_pte_fault：按 PTE 状态分流

handle_pte_fault（memory.c:4947）是缺页处理的核心分岔口——看 PTE 处于什么状态，决定怎么办：

// mm/memory.c (v6.6, line 4947)staticvm_fault_thandle_pte_fault(structvm_fault*vmf){// … 定位/建立 PTE …if(!vmf->pte)returndo_pte_missing(vmf);// ① PTE 不存在 → 真正的"缺页"if(!pte_present(vmf->orig_pte))returndo_swap_page(vmf);// ② 页被换出到 swap → 换回来if(pte_protnone(vmf->orig_pte)&&vma_is_accessible(vmf->vma))returndo_numa_page(vmf);// ③ NUMA 迁移标记 → 迁回本节点// ④ PTE 存在：写访问 + 只读 → 写时复制（COW）if(vmf->flags&(FAULT_FLAG_WRITE|FAULT_FLAG_UNSHARE)){if(!pte_write(entry))returndo_wp_page(vmf);// …}// ⑤ 其他：只是刷新 accessed/dirty 位，直接返回}

四种典型分支：

其中 ①（do_pte_missing）是最常见的"缺页"本义，也是"按需分配"的核心——往下看。

五、匿名页 vs 文件页：do_pte_missing的分水岭

do_pte_missing（memory.c:3667）的判断极简，就一个条件——这个 vma 是不是匿名的：

// mm/memory.c (v6.6, line 3667)staticvm_fault_tdo_pte_missing(structvm_fault*vmf){if(vma_is_anonymous(vmf->vma))returndo_anonymous_page(vmf);// 匿名：分配零页elsereturndo_fault(vmf);// 文件：从文件读}

5.1 匿名页：do_anonymous_page分配零页

堆、栈、mmap(MAP_ANONYMOUS)都是匿名映射（vm_file == NULL）。第一次访问时分配一个清零的物理页（memory.c:4067）：

// mm/memory.c (v6.6, line 4067)staticvm_fault_tdo_anonymous_page(structvm_fault*vmf){// 读访问：直接用全局的"零页"（所有进程共享），不用真分配if(!(vmf->flags&FAULT_FLAG_WRITE)&&!mm_forbids_zeropage(vma->vm_mm)){entry=pte_mkspecial(pfn_pte(my_zero_pfn(vmf->address),…));// …gotosetpte;}// 写访问：真正分配一个清零页folio=vma_alloc_zeroed_movable_folio(vma,vmf->address);// …}

两个细节：读匿名页直接用全局共享的零页（省一次真分配）；写才真正从 buddy（上一篇 #2）分配一个清零页。这正是"按需分配"最直观的体现。

5.2 文件页：do_fault从文件读

mmap(文件)的 vma 有vm_file。do_fault（memory.c:4678）按"是否共享 + 是否写"再分三种：

// mm/memory.c (v6.6, line 4678，节选）/* 只读 → 直接从 page cache 读 */ret=do_read_fault(vmf);// :4550/* 私有 + 写 → 先读进来再写时复制 */ret=do_cow_fault(vmf);// :4583/* 共享 + 写 → 读进来直接写（写穿回文件） */ret=do_shared_fault(vmf);// :4627

底层都走__do_fault（memory.c:4181）→vma->vm_ops->fault()（具体文件系统的回调）把页从文件读进 page cache，再填 PTE。这里体现了"页缓存（page cache）“的角色：文件页缺页，本质是"page cache 里没有这一页，去磁盘读进来”。

六、为什么这样设计（Why 层）

6.1 为什么用多级页表，而不是一张大平铺表

48 位地址空间，按 4KB 页算有 2^36 个页。若用一张平铺表，每个进程要 2^36 × 8 字节 = 512GB 的表——荒谬。多级页表让"稀疏地址空间"只占实际用到的部分：只有被访问的地址路径，才会一层层分配中间页表。这是"按需"思想在页表结构上的体现。

6.2 为什么缺页才分配（按需分配），而不是 mmap 时就分配

因为进程申请的内存，绝大部分申请了根本用不到（或很久以后才用）。如果malloc(1GB)立刻分配 1GB 物理页，既慢又浪费。“承诺时只登记 vma，访问时才分配物理页”，把成本推迟到真正用的时候——这是虚拟内存最核心的设计。

6.3 为什么把"匿名/文件"当分水岭，而不是别的方式

因为这是两种来源根本不同的内存：匿名页没有"来源"（凭空清零），文件页有"来源"（磁盘文件）。缺页时前者"造一个零页"、后者"从文件读进来"，处理逻辑完全不同。用vma->vm_file == NULL这一个位就能分流，简洁且正确。

6.4 为什么读匿名页用"共享零页"而不分配

大量程序会malloc一大块但只读不写（或暂时只读）。这些页内容全是 0，让所有进程共享同一个物理"零页"，省下海量内存；一旦有进程要写，再通过 COW（do_wp_page）给它单独复制一份。"读共享零页 + 写时复制"是匿名页省内存的关键组合。

七、与已有博客的交叉引用

附：本篇关键源码索引