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1.缺页异常

1.1.缺页异常（Page Fault）概述

1.1.1.什么是缺页异常

缺页异常是 x86 架构中的 #PF（中断向量 14），属于一种同步异常。当 CPU 访问某个虚拟地址时，发现该地址对应的页表项（PTE）存在以下情况之一，就会触发缺页异常：

CPU 会将出错虚拟地址存入 CR2 寄存器，并在栈上压入错误码（Error Code），包含：

• P 位：0=页不存在，1=权限错误
• W/R 位：0=读操作，1=写操作
• U/S 位：0=内核态，1=用户态
• I/D 位：0=数据访问，1=指令取指

1.1.2.内核入口：do_page_fault

// arch/x86/mm/fault.cdotraplinkagevoidnotracedo_page_fault(structpt_regs*regs,unsignedlongerror_code){// CR2 中存放触发异常的虚拟地址unsignedlongaddress=read_cr2();// 进入核心处理逻辑__do_page_fault(regs,error_code,address);}

1.2.缺页异常处理流程

┌─────────────────┐ │ 触发缺页异常 │ │(CR2=故障地址)│ └────────┬────────┘ ▼ ┌─────────────────┐ │ do_page_fault │ │(arch相关入口)│ └────────┬────────┘ ▼ ┌─────────────────────────┐ │ 查找 vma（find_vma） │ │ 地址是否在某个vma范围内？ │ └────────┬────────────────┘ 否/\ 是 ▼ ▼ ┌──────────┐ ┌────────────────────────┐ │ 非法访问 │ │ 调用 handle_mm_fault │ │(SIGSEGV)│ │ 进入通用缺页处理逻辑 │ └──────────┘ └────────┬───────────────┘ ▼ ┌─────────────────────┐ │ pgd → p4d → pud │ │ → pmd → pte 逐级 │ │ 分配/查找页表项 │ └────────┬────────────┘ ▼ ┌─────────────────────┐ │ handle_pte_fault │ │ 根据pte状态分发 │ └────────┬────────────┘ ▼ ┌───────────┼───────────┐ ▼ ▼ ▼ ┌────────┐ ┌────────┐ ┌────────┐ │pte为空 │ │pte存在 │ │pte存在 │ │(新分配)│ │但不可写│ │且可写 │ └────┬───┘ └────┬───┘ └────┬───┘ ▼ ▼ ▼ do_anonymous do_wp_page 正常访问/do_fault(COW入口)(不应发生)

2.写时复制（Copy-on-Write, COW）机制

2.1.COW 的设计动机

核心问题：fork() 创建子进程时，如果立即复制父进程的全部地址空间：

• 耗时巨大（GB 级内存）
• 很多内存子进程根本不会修改（如代码段、只读数据）

COW 解决方案：

• 子进程共享父进程的物理页，但将共享页标记为只读。当任一进程尝试写入时，才触发缺页异常，此时才真正复制一份私有副本。

2.2.COW 的实现细节

• 步骤 1：fork() 时的页表设置

// 在 copy_one_pte() 中staticinlineunsignedlongcopy_one_pte(structmm_struct*dst_mm,structmm_struct*src_mm,pte_t*dst_pte,pte_t*src_pte,...){pte_t pte=*src_pte;// 如果页是可写的，将其标记为"写保护 + COW"if(pte_write(pte)){ptep_set_wrprotect(src_mm,addr,src_pte);// 父进程页表置只读pte=pte_wrprotect(pte);// 子进程页表也置只读}set_pte_at(dst_mm,addr,dst_pte,pte);}

关键：父子进程的 PTE 都被清除了 _PAGE_RW（可写位），但保留了 _PAGE_PRESENT。

• 步骤 2：写操作触发缺页异常
  当子进程（或父进程）尝试写入共享页时：

  • CPU 检查 PTE，发现 Present=1 但 Writable=0
  • 触发 #PF，错误码的 W/R=1（写操作）
  • 进入 do_wp_page() —— Write Protect 处理

• do_wp_page() 核心逻辑

// mm/memory.cstaticvm_fault_tdo_wp_page(structvm_fault*vmf){structvm_area_struct*vma=vmf->vma;// 1. 获取旧的 pte 和对应的页old_page=vmf->pte_page(*vmf->pte);// 2. 如果页引用计数为 1（只有当前进程在用）// 直接恢复写权限即可，无需复制！if(page_ref_count(old_page)==1){pte_t entry;entry=pte_mkyoung(*vmf->pte);// 标记访问过entry=maybe_mkwrite(pte_mkdirty(entry),vma);// 恢复写权限set_pte_at(vma->vm_mm,vmf->address,vmf->pte,entry);returnVM_FAULT_WRITE;}// 3. 引用计数 > 1，需要真正的 COW 复制// 分配新页，复制数据new_page=alloc_page_vma(GFP_HIGHUSER_MOVABLE,vma,vmf->address);copy_user_highpage(new_page,old_page,vmf->address,vma);// 4. 建立新的映射，赋予写权限entry=mk_pte(new_page,vma->vm_page_prot);entry=maybe_mkwrite(pte_mkdirty(entry),vma);set_pte_at_notify(vma->vm_mm,vmf->address,vmf->pte,entry);// 5. 减少旧页引用计数page_ref_dec(old_page);returnVM_FAULT_WRITE;}

2.3.COW 的完整流程图解

父进程 P 子进程 C │ │ │fork()│ ├─────────────────────────►│ │ │ │ 共享物理页 Page X │ ← 同一物理页 │(PTE:R/O,COW)│(PTE:R/O,COW)│ │ │◄──────── 共享 ──────────►│ │ │ │ 写入 Page X │ │ ↓ │ │ #PF(写保护异常)│ │ ↓ │ ├─do_wp_page()──────────┤ │ ↓ │ │ 引用计数=2>1│ │ ↓ │ │ 分配新页 Page X'│ │ 复制 Page X → X'│ │ ↓ │ │ Page X':PTE 可写 │ │ Page X:引用计数=1│ │ ↓ │ │ 继续写入 X'✓ │ │ │ │◄──── X 仍只读共享 ─────►│ ← 子进程仍共享 Page X

2.4.关键要点总结