當(dāng)程序訪問(wèn)虛擬內(nèi)存中的一個(gè)頁(yè)面時(shí)，如果該頁(yè)面當(dāng)前不在物理內(nèi)存中，就會(huì)觸發(fā)一個(gè)稱為"page fault"（頁(yè)異常）的異常。操作系統(tǒng)需要處理這個(gè)異常，并將所需頁(yè)面從磁盤加載到內(nèi)存中。實(shí)現(xiàn)虛存管理的一個(gè)關(guān)鍵是page fault異常處理，其過(guò)程中主要涉及到函數(shù) — do_pgfault的具體實(shí)現(xiàn)。

比如，在程序的執(zhí)行過(guò)程中由于某種原因（頁(yè)框不存在/寫(xiě)只讀頁(yè)等）而使 CPU 無(wú)法最終訪問(wèn)到相應(yīng)的物理內(nèi)存單元，即無(wú)法完成從虛擬地址到物理地址映射時(shí)，CPU 會(huì)產(chǎn)生一次頁(yè)訪問(wèn)異常，從而需要進(jìn)行相應(yīng)的頁(yè)訪問(wèn)異常的中斷服務(wù)例程。這個(gè)頁(yè)訪問(wèn)異常處理的時(shí)機(jī)被操作系統(tǒng)充分利用來(lái)完成虛存管理，即實(shí)現(xiàn)“按需調(diào)頁(yè)”/“頁(yè)換入換出”處理的執(zhí)行時(shí)機(jī)。當(dāng)相關(guān)處理完成后，頁(yè)訪問(wèn)異常服務(wù)例程會(huì)返回到產(chǎn)生異常的指令處重新執(zhí)行，使得應(yīng)用軟件可以繼續(xù)正常運(yùn)行下去。

一、內(nèi)存管理前奏：虛擬內(nèi)存與MMU

在深入探討頁(yè)異常之前，先來(lái)了解一下 Linux 內(nèi)存管理的基礎(chǔ)架構(gòu)。在 Linux 系統(tǒng)中，進(jìn)程并不直接訪問(wèn)物理內(nèi)存，而是通過(guò)內(nèi)存管理單元（Memory Management Unit，MMU）來(lái)管理虛擬地址與物理地址的映射關(guān)系。

想象一下，你正在玩一款角色扮演游戲，每個(gè)角色都有自己獨(dú)立的背包（虛擬地址空間），背包里的物品位置（虛擬地址）與實(shí)際倉(cāng)庫(kù)（物理內(nèi)存）中的存儲(chǔ)位置是通過(guò)游戲管理員（MMU）來(lái)協(xié)調(diào)的。這樣，每個(gè)角色都覺(jué)得自己的背包很大，有足夠的空間放置物品，而實(shí)際上倉(cāng)庫(kù)的空間是有限的。這就是虛擬內(nèi)存的作用，它讓進(jìn)程以為自己擁有很大的連續(xù)內(nèi)存空間，而不必關(guān)心物理內(nèi)存的實(shí)際布局和大小限制。

什么是虛擬內(nèi)存？

簡(jiǎn)單地說(shuō)是指程序員或CPU“看到”的內(nèi)存。但有幾點(diǎn)需要注意：

• 虛擬內(nèi)存單元不一定有實(shí)際的物理內(nèi)存單元對(duì)應(yīng)，即實(shí)際的物理內(nèi)存單元可能不存在；
• 如果虛擬內(nèi)存單元對(duì)應(yīng)有實(shí)際的物理內(nèi)存單元，那二者的地址一般是不相等的；
• 通過(guò)操作系統(tǒng)實(shí)現(xiàn)的某種內(nèi)存映射可建立虛擬內(nèi)存與物理內(nèi)存的對(duì)應(yīng)關(guān)系，使得程序員或CPU訪問(wèn)的虛擬內(nèi)存地址會(huì)自動(dòng)轉(zhuǎn)換為一個(gè)物理內(nèi)存地址。

那么這個(gè)“虛擬”的作用或意義在哪里體現(xiàn)呢？在操作系統(tǒng)中，虛擬內(nèi)存其實(shí)包含多個(gè)虛擬層次，在不同的層次體現(xiàn)了不同的作用。首先，在有了分頁(yè)機(jī)制后，程序員或CPU“看到”的地址已經(jīng)不是實(shí)際的物理地址了，這已經(jīng)有一層虛擬化，我們可簡(jiǎn)稱為內(nèi)存地址虛擬化。有了內(nèi)存地址虛擬化，我們就可以通過(guò)設(shè)置頁(yè)表項(xiàng)來(lái)限定軟件運(yùn)行時(shí)的訪問(wèn)空間，確保軟件運(yùn)行不越界，完成內(nèi)存訪問(wèn)保護(hù)的功能。

虛擬內(nèi)存地址空間的引入，不僅解決了物理內(nèi)存不足的問(wèn)題，還提供了內(nèi)存保護(hù)和進(jìn)程隔離的功能。每個(gè)進(jìn)程都有自己獨(dú)立的虛擬地址空間，彼此之間互不干擾，就像不同的游戲角色在各自的背包里操作物品，不會(huì)影響到其他角色的背包。這樣，一個(gè)進(jìn)程的內(nèi)存訪問(wèn)錯(cuò)誤不會(huì)導(dǎo)致整個(gè)系統(tǒng)崩潰，大大提高了系統(tǒng)的穩(wěn)定性和安全性。

通過(guò) MMU 的映射，虛擬地址被轉(zhuǎn)換為物理地址，這個(gè)過(guò)程就像是游戲管理員根據(jù)角色背包里的物品位置信息，到實(shí)際倉(cāng)庫(kù)中找到對(duì)應(yīng)的物品。MMU 通過(guò)維護(hù)頁(yè)表（Page Table）來(lái)記錄虛擬地址與物理地址的映射關(guān)系，頁(yè)表就像是一本詳細(xì)的地址轉(zhuǎn)換字典，MMU 根據(jù)虛擬地址在頁(yè)表中查找對(duì)應(yīng)的物理地址。

在 32 位的 Linux 系統(tǒng)中，虛擬地址空間通常為 4GB，其中一部分用于用戶空間，另一部分用于內(nèi)核空間。用戶空間的進(jìn)程只能訪問(wèn)自己的虛擬地址空間，無(wú)法直接訪問(wèn)內(nèi)核空間，這種隔離機(jī)制有效地保護(hù)了內(nèi)核的安全，防止用戶進(jìn)程的非法操作對(duì)內(nèi)核造成破壞 。例如，普通用戶在自己的權(quán)限范圍內(nèi)進(jìn)行文件操作，無(wú)法直接訪問(wèn)系統(tǒng)核心文件，保障了系統(tǒng)的穩(wěn)定性。

虛擬內(nèi)存與 MMU 的這種映射機(jī)制，為 Linux 系統(tǒng)的內(nèi)存管理奠定了堅(jiān)實(shí)的基礎(chǔ)，同時(shí)也為頁(yè)異常的發(fā)生埋下了伏筆，當(dāng)進(jìn)程訪問(wèn)的虛擬地址在頁(yè)表中找不到對(duì)應(yīng)的物理地址映射時(shí)，頁(yè)異常就會(huì)登場(chǎng) 。

二、數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)與函數(shù)

首先是初始化過(guò)程。參考ucore總控函數(shù)init的代碼，可以看到在調(diào)用完成虛擬內(nèi)存初始化的vmm_init函數(shù)之前，需要首先調(diào)用pmm_init函數(shù)完成物理內(nèi)存的管理，這也是我們lab2已經(jīng)完成的內(nèi)容。接著是執(zhí)行中斷和異常相關(guān)的初始化工作，即調(diào)用pic_init函數(shù)和idt_init函數(shù)等，這些工作與lab1的中斷異常初始化工作的內(nèi)容是相同的。

在調(diào)用完idt_init函數(shù)之后，將進(jìn)一步調(diào)用三個(gè)lab3中才有的新函數(shù)vmm_init、ide_init和swap_init。這三個(gè)函數(shù)涉及了本次實(shí)驗(yàn)中的兩個(gè)練習(xí)。第一個(gè)函數(shù)vmm_init是檢查我們的練習(xí)1是否正確實(shí)現(xiàn)了。為了表述不在物理內(nèi)存中的“合法”虛擬頁(yè)，需要有數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來(lái)描述這樣的頁(yè)，為此ucore建立了mm_struct和vma_struct數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)（接下來(lái)的小節(jié)中有進(jìn)一步詳細(xì)描述），假定我們已經(jīng)描述好了這樣的“合法”虛擬頁(yè)，當(dāng)ucore訪問(wèn)這些“合法”虛擬頁(yè)時(shí)，會(huì)由于沒(méi)有虛實(shí)地址映射而產(chǎn)生頁(yè)訪問(wèn)異常。如果我們正確實(shí)現(xiàn)了練習(xí)1，則do_pgfault函數(shù)會(huì)申請(qǐng)一個(gè)空閑物理頁(yè)，并建立好虛實(shí)映射關(guān)系，從而使得這樣的“合法”虛擬頁(yè)有實(shí)際的物理頁(yè)幀對(duì)應(yīng)。這樣練習(xí)1就算完成了。

ide_init和swap_init是為練習(xí)2準(zhǔn)備的。由于頁(yè)面置換算法的實(shí)現(xiàn)存在對(duì)硬盤數(shù)據(jù)塊的讀寫(xiě)，所以ide_init就是完成對(duì)用于頁(yè)換入換出的硬盤（簡(jiǎn)稱swap硬盤）的初始化工作。完成ide_init函數(shù)后，ucore就可以對(duì)這個(gè)swap硬盤進(jìn)行讀寫(xiě)操作了。swap_init函數(shù)首先建立swap_manager，swap_manager是完成頁(yè)面替換過(guò)程的主要功能模塊，其中包含了頁(yè)面置換算法的實(shí)現(xiàn)（具體內(nèi)容可參考5小節(jié)）。

然后會(huì)進(jìn)一步調(diào)用執(zhí)行check_swap函數(shù)在內(nèi)核中分配一些頁(yè)，模擬對(duì)這些頁(yè)的訪問(wèn)，這會(huì)產(chǎn)生頁(yè)訪問(wèn)異常。如果我們正確實(shí)現(xiàn)了練習(xí)2，就可通過(guò)do_pgfault來(lái)調(diào)用swap_map_swappable函數(shù)來(lái)查詢這些頁(yè)的訪問(wèn)情況并間接調(diào)用實(shí)現(xiàn)頁(yè)面置換算法的相關(guān)函數(shù)，把“不常用”的頁(yè)換出到磁盤上。

ucore在實(shí)現(xiàn)上述技術(shù)時(shí)，需要解決三個(gè)關(guān)鍵問(wèn)題：

• 當(dāng)程序運(yùn)行中訪問(wèn)內(nèi)存產(chǎn)生pagefault異常時(shí)，如何判定這個(gè)引起異常的虛擬地址內(nèi)存訪問(wèn)是越界、寫(xiě)只讀頁(yè)的“非法地址”訪問(wèn)還是由于數(shù)據(jù)被臨時(shí)換出到磁盤上或還沒(méi)有分配內(nèi)存的“合法地址”訪問(wèn)？
• 何時(shí)進(jìn)行請(qǐng)求調(diào)頁(yè)/頁(yè)換入換出處理？
• 如何在現(xiàn)有ucore的基礎(chǔ)上實(shí)現(xiàn)頁(yè)替換算法？

接下來(lái)將進(jìn)一步分析完成lab3主要注意的關(guān)鍵問(wèn)題和涉及的關(guān)鍵數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

對(duì)于第一個(gè)問(wèn)題的出現(xiàn)，在于實(shí)驗(yàn)二中有關(guān)內(nèi)存的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和相關(guān)操作都是直接針對(duì)實(shí)際存在的資源—物理內(nèi)存空間的管理，沒(méi)有從一般應(yīng)用程序?qū)?nèi)存的“需求”考慮，即需要有相關(guān)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和操作來(lái)體現(xiàn)一般應(yīng)用程序?qū)μ摂M內(nèi)存的“需求”。一般應(yīng)用程序的對(duì)虛擬內(nèi)存的“需求”與物理內(nèi)存空間的“供給”沒(méi)有直接的對(duì)應(yīng)關(guān)系，ucore是通過(guò)page fault異常處理來(lái)間接完成這二者之間的銜接。

page_fault函數(shù)不知道哪些是“合法”的虛擬頁(yè)，原因是ucore還缺少一定的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來(lái)描述這種不在物理內(nèi)存中的“合法”虛擬頁(yè)。為此ucore通過(guò)建立mm_struct和vma_struct數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，描述了ucore模擬應(yīng)用程序運(yùn)行所需的合法內(nèi)存空間。當(dāng)訪問(wèn)內(nèi)存產(chǎn)生page fault異常時(shí)，可獲得訪問(wèn)的內(nèi)存的方式（讀或?qū)懀┮约熬唧w的虛擬內(nèi)存地址，這樣ucore就可以查詢此地址，看是否屬于vma_struct數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中描述的合法地址范圍中，如果在，則可根據(jù)具體情況進(jìn)行請(qǐng)求調(diào)頁(yè)/頁(yè)換入換出處理（這就是練習(xí)2涉及的部分）；如果不在，則報(bào)錯(cuò)。mm_struct和vma_struct數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)結(jié)合頁(yè)表表示虛擬地址空間和物理地址空間的示意圖如下所示：

在ucore中描述應(yīng)用程序?qū)μ摂M內(nèi)存“需求”的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)是vma_struct（定義在vmm.h中），以及針對(duì)vma_struct的函數(shù)操作。這里把一個(gè)vma_struct結(jié)構(gòu)的變量簡(jiǎn)稱為vma變量。vma_struct的定義如下：

struct vma_struct {
    // the set of vma using the same PDT
    struct mm_struct *vm_mm;
    uintptr_t vm_start; // start addr of vma
    uintptr_t vm_end; // end addr of vma
    uint32_t vm_flags; // flags of vma
    //linear list link which sorted by start addr of vma
    list_entry_t list_link;
};

vm_start和vm_end描述了一個(gè)連續(xù)地址的虛擬內(nèi)存空間的起始位置和結(jié)束位置，這兩個(gè)值都應(yīng)該是PGSIZE 對(duì)齊的，而且描述的是一個(gè)合理的地址空間范圍（即嚴(yán)格確保 vm_start < vm_end的關(guān)系）；list_link是一個(gè)雙向鏈表，按照從小到大的順序把一系列用vma_struct表示的虛擬內(nèi)存空間鏈接起來(lái)，并且還要求這些鏈起來(lái)的vma_struct應(yīng)該是不相交的，即vma之間的地址空間無(wú)交集；vm_flags表示了這個(gè)虛擬內(nèi)存空間的屬性，目前的屬性包括：

#define VM_READ 0x00000001 //只讀
#define VM_WRITE 0x00000002 //可讀寫(xiě)
#define VM_EXEC 0x00000004 //可執(zhí)行

vm_mm是一個(gè)指針，指向一個(gè)比vma_struct更高的抽象層次的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)mm_struct，這里把一個(gè)mm_struct結(jié)構(gòu)的變量簡(jiǎn)稱為mm變量。這個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)表示了包含所有虛擬內(nèi)存空間的共同屬性，具體定義如下：

struct mm_struct {
    // linear list link which sorted by start addr of vma
    list_entry_t mmap_list;
    // current accessed vma, used for speed purpose
    struct vma_struct *mmap_cache;
    pde_t *pgdir; // the PDT of these vma
    int map_count; // the count of these vma
    void *sm_priv; // the private data for swap manager
};

mmap_list是雙向鏈表頭，鏈接了所有屬于同一頁(yè)目錄表的虛擬內(nèi)存空間，mmap_cache是指向當(dāng)前正在使用的虛擬內(nèi)存空間，由于操作系統(tǒng)執(zhí)行的“局部性”原理，當(dāng)前正在用到的虛擬內(nèi)存空間在接下來(lái)的操作中可能還會(huì)用到，這時(shí)就不需要查鏈表，而是直接使用此指針就可找到下一次要用到的虛擬內(nèi)存空間。由于mmap_cache 的引入，可使得 mm_struct 數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的查詢加速 30% 以上。

pgdir所指向的就是 mm_struct數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)所維護(hù)的頁(yè)表。通過(guò)訪問(wèn)pgdir可以查找某虛擬地址對(duì)應(yīng)的頁(yè)表項(xiàng)是否存在以及頁(yè)表項(xiàng)的屬性等。map_count記錄mmap_list 里面鏈接的 vma_struct的個(gè)數(shù)。sm_priv指向用來(lái)鏈接記錄頁(yè)訪問(wèn)情況的鏈表頭，這建立了mm_struct和后續(xù)要講到的swap_manager之間的聯(lián)系。

涉及vma_struct的操作函數(shù)也比較簡(jiǎn)單，主要包括三個(gè)：

• vma_create—?jiǎng)?chuàng)建vma
• insert_vma_struct—插入一個(gè)vma
• find_vma—查詢vma。

vma_create函數(shù)根據(jù)輸入?yún)?shù)vm_start、vm_end、vm_flags來(lái)創(chuàng)建并初始化描述一個(gè)虛擬內(nèi)存空間的vma_struct結(jié)構(gòu)變量。insert_vma_struct函數(shù)完成把一個(gè)vma變量按照其空間位置[vma->vm_start,vma->vm_end]從小到大的順序插入到所屬的mm變量中的mmap_list雙向鏈表中。find_vma根據(jù)輸入?yún)?shù)addr和mm變量，查找在mm變量中的mmap_list雙向鏈表中某個(gè)vma包含此addr，即vma->vm_start<=addr end。這三個(gè)函數(shù)與后續(xù)講到的page fault異常處理有緊密聯(lián)系。

涉及mm_struct的操作函數(shù)比較簡(jiǎn)單，只有mm_create和mm_destroy兩個(gè)函數(shù)，從字面意思就可以看出是是完成mm_struct結(jié)構(gòu)的變量創(chuàng)建和刪除。在mm_create中用kmalloc分配了一塊空間，所以在mm_destroy中也要對(duì)應(yīng)進(jìn)行釋放。在ucore運(yùn)行過(guò)程中，會(huì)產(chǎn)生描述虛擬內(nèi)存空間的vma_struct結(jié)構(gòu)，所以在mm_destroy中也要進(jìn)對(duì)這些mmap_list中的vma進(jìn)行釋放。

三、Page Fault異常處理

當(dāng)進(jìn)程訪問(wèn)它的虛擬地址空間中的 PAGE 時(shí)，如果這個(gè) PAGE 目前還不在物理內(nèi)存中，此時(shí) CPU 就像一個(gè)找不到文件的辦事員，無(wú)法繼續(xù)工作。Linux 會(huì)立即產(chǎn)生一個(gè) hard page fault 中斷，這就像是辦事員向上級(jí)報(bào)告文件缺失的情況 。

在這個(gè)過(guò)程中，系統(tǒng)需要從慢速設(shè)備（如磁盤）將對(duì)應(yīng)的數(shù)據(jù) PAGE 讀入物理內(nèi)存，就好比從倉(cāng)庫(kù)（磁盤）中找到文件并取出來(lái)。然后，建立物理內(nèi)存地址與虛擬地址空間 PAGE 的映射關(guān)系，這一步就像是給文件貼上標(biāo)簽，標(biāo)明它在虛擬地址空間中的位置。只有完成這些步驟后，進(jìn)程才能訪問(wèn)這部分虛擬地址空間的內(nèi)存，辦事員才能繼續(xù)處理文件。

產(chǎn)生頁(yè)訪問(wèn)異常的原因主要有：

• 目標(biāo)頁(yè)幀不存在（頁(yè)表項(xiàng)全為0，即該線性地址與物理地址尚未建立映射或者已經(jīng)撤銷)；
• 相應(yīng)的物理頁(yè)幀不在內(nèi)存中（頁(yè)表項(xiàng)非空，但Present標(biāo)志位=0，比如在swap分區(qū)或磁盤文件上)，這在本次實(shí)驗(yàn)中會(huì)出現(xiàn)，我們將在下面介紹換頁(yè)機(jī)制實(shí)現(xiàn)時(shí)進(jìn)一步講解如何處理；
• 不滿足訪問(wèn)權(quán)限(此時(shí)頁(yè)表項(xiàng)P標(biāo)志=1，但低權(quán)限的程序試圖訪問(wèn)高權(quán)限的地址空間，或者有程序試圖寫(xiě)只讀頁(yè)面)

當(dāng)出現(xiàn)上面情況之一，那么就會(huì)產(chǎn)生頁(yè)面page fault（#PF）異常。CPU會(huì)把產(chǎn)生異常的線性地址存儲(chǔ)在CR2中，并且把表示頁(yè)訪問(wèn)異常類型的值（簡(jiǎn)稱頁(yè)訪問(wèn)異常錯(cuò)誤碼，errorCode）保存在中斷棧中。

頁(yè)訪問(wèn)異常錯(cuò)誤碼有32位。位0為１表示對(duì)應(yīng)物理頁(yè)不存在；位１為１表示寫(xiě)異常（比如寫(xiě)了只讀頁(yè)；位２為１表示訪問(wèn)權(quán)限異常（比如用戶態(tài)程序訪問(wèn)內(nèi)核空間的數(shù)據(jù)）CR2是頁(yè)故障線性地址寄存器，保存最后一次出現(xiàn)頁(yè)故障的全32位線性地址。CR2用于發(fā)生頁(yè)異常時(shí)報(bào)告出錯(cuò)信息。當(dāng)發(fā)生頁(yè)異常時(shí)，處理器把引起頁(yè)異常的線性地址保存在CR2中。操作系統(tǒng)中對(duì)應(yīng)的中斷服務(wù)例程可以檢查CR2的內(nèi)容，從而查出線性地址空間中的哪個(gè)頁(yè)引起本次異常。

產(chǎn)生頁(yè)訪問(wèn)異常后，CPU硬件和軟件都會(huì)做一些事情來(lái)應(yīng)對(duì)此事。首先頁(yè)訪問(wèn)異常也是一種異常，所以針對(duì)一般異常的硬件處理操作是必須要做的，即CPU在當(dāng)前內(nèi)核棧保存當(dāng)前被打斷的程序現(xiàn)場(chǎng)，即依次壓入當(dāng)前被打斷程序使用的EFLAGS，CS，EIP，errorCode；由于頁(yè)訪問(wèn)異常的中斷號(hào)是0xE，CPU把異常中斷號(hào)0xE對(duì)應(yīng)的中斷服務(wù)例程的地址（vectors.S中的標(biāo)號(hào)vector14處）加載到CS和EIP寄存器中，開(kāi)始執(zhí)行中斷服務(wù)例程。這時(shí)ucore開(kāi)始處理異常中斷，首先需要保存硬件沒(méi)有保存的寄存器。

在vectors.S中的標(biāo)號(hào)vector14處先把中斷號(hào)壓入內(nèi)核棧，然后再在trapentry.S中的標(biāo)號(hào)__alltraps處把DS、ES和其他通用寄存器都?jí)簵！Ｗ源?，被打斷的程序?zhí)行現(xiàn)場(chǎng)（context）被保存在內(nèi)核棧中。接下來(lái)，在trap.c的trap函數(shù)開(kāi)始了中斷服務(wù)例程的處理流程，大致調(diào)用關(guān)系為：

trap—> trap_dispatch—>pgfault_handler—>do_pgfault

在操作系統(tǒng)中，do_pgfault（頁(yè)錯(cuò)誤處理函數(shù)）是由內(nèi)核調(diào)用的函數(shù)。當(dāng)程序訪問(wèn)一個(gè)尚未映射到物理內(nèi)存的頁(yè)面時(shí)，會(huì)觸發(fā)頁(yè)錯(cuò)誤異常。此時(shí)，操作系統(tǒng)會(huì)捕獲這個(gè)異常，并將控制權(quán)轉(zhuǎn)移到do_pgfault函數(shù)中進(jìn)行處理。

具體的調(diào)用關(guān)系可能因不同的操作系統(tǒng)和架構(gòu)而有所差異，以下是一般情況下的調(diào)用關(guān)系：

• 當(dāng)發(fā)生頁(yè)錯(cuò)誤時(shí)，CPU會(huì)產(chǎn)生一個(gè)異常，并將控制權(quán)交給操作系統(tǒng)。
• 操作系統(tǒng)根據(jù)異常類型確定是否為頁(yè)錯(cuò)誤，并檢查導(dǎo)致頁(yè)錯(cuò)誤的原因。
• 如果是頁(yè)面訪問(wèn)權(quán)限問(wèn)題或者缺頁(yè)（頁(yè)面尚未加載到物理內(nèi)存）等原因引起的頁(yè)錯(cuò)誤，則執(zhí)行相應(yīng)的處理邏輯。
• 在處理邏輯中，操作系統(tǒng)可能需要分配物理內(nèi)存來(lái)滿足缺頁(yè)請(qǐng)求，并將相應(yīng)的頁(yè)面加載到物理內(nèi)存中。
• 執(zhí)行完必要的處理后，操作系統(tǒng)將重新設(shè)置相關(guān)寄存器和標(biāo)志位，然后恢復(fù)被中斷的進(jìn)程繼續(xù)執(zhí)行。

總之，do_pgfault函數(shù)作為內(nèi)核提供的一個(gè)重要回調(diào)函數(shù)，在頁(yè)錯(cuò)誤發(fā)生時(shí)負(fù)責(zé)處理該異常并采取必要措施

產(chǎn)生頁(yè)訪問(wèn)異常后，CPU把引起頁(yè)訪問(wèn)異常的線性地址裝到寄存器CR2中，并給出了出錯(cuò)碼errorCode，說(shuō)明了頁(yè)訪問(wèn)異常的類型。ucore OS會(huì)把這個(gè)值保存在struct trapframe 中tf_err成員變量中。而中斷服務(wù)例程會(huì)調(diào)用頁(yè)訪問(wèn)異常處理函數(shù)do_pgfault進(jìn)行具體處理。這里的頁(yè)訪問(wèn)異常處理是實(shí)現(xiàn)按需分頁(yè)、頁(yè)換入換出機(jī)制的關(guān)鍵之處。

ucore中do_pgfault函數(shù)是完成頁(yè)訪問(wèn)異常處理的主要函數(shù)，它根據(jù)從CPU的控制寄存器CR2中獲取的頁(yè)訪問(wèn)異常的物理地址以及根據(jù)errorCode的錯(cuò)誤類型來(lái)查找此地址是否在某個(gè)VMA的地址范圍內(nèi)以及是否滿足正確的讀寫(xiě)權(quán)限，如果在此范圍內(nèi)并且權(quán)限也正確，這認(rèn)為這是一次合法訪問(wèn)，但沒(méi)有建立虛實(shí)對(duì)應(yīng)關(guān)系。所以需要分配一個(gè)空閑的內(nèi)存頁(yè)，并修改頁(yè)表完成虛地址到物理地址的映射，刷新TLB，然后調(diào)用iret中斷，返回到產(chǎn)生頁(yè)訪問(wèn)異常的指令處重新執(zhí)行此指令。如果該虛地址不在某VMA范圍內(nèi)，則認(rèn)為是一次非法訪問(wèn)。

1. 缺頁(yè)錯(cuò)誤的分類處理

我們?cè)谇白鲀?nèi)存尋址中介紹了 CPU 發(fā)展過(guò)程中內(nèi)存尋址方式的變化?，F(xiàn)代 CPU 都支持分段和分頁(yè)的內(nèi)存尋址模式。出于尋址能力的考慮，現(xiàn)代操作系統(tǒng)，也順應(yīng)著都支持段頁(yè)式的內(nèi)存管理模式。當(dāng)然，雖然支持段頁(yè)式，但是 Linux 中只啟用了段基址為 0 的段。也就是說(shuō)，在 Linux 當(dāng)中，實(shí)際起作用的只有分頁(yè)模式。

具體來(lái)說(shuō)，分頁(yè)模式在邏輯上將虛擬內(nèi)存和物理內(nèi)存同時(shí)等分成固定大小的塊。這些塊在虛擬內(nèi)存上稱之為「頁(yè)」，而在物理內(nèi)存上稱之為「頁(yè)幀」，并交由 CPU 中的 MMU 模塊來(lái)負(fù)責(zé)頁(yè)幀和頁(yè)之間的映射管理。

引入分頁(yè)模式的好處，可以大致概括為兩個(gè)方面：

• 允許虛存空間遠(yuǎn)大于實(shí)際物理內(nèi)存大小的情況。這是因?yàn)?，分?yè)之后，操作系統(tǒng)讀入磁盤的文件時(shí)，無(wú)需以文件為單位全部讀入，而可以以內(nèi)存頁(yè)為單位，分片讀入。同時(shí)，考慮到 CPU 不可能一次性需要使用整個(gè)內(nèi)存中的數(shù)據(jù)，因此可以交由特定的算法，進(jìn)行內(nèi)存調(diào)度：將長(zhǎng)時(shí)間不用的頁(yè)幀內(nèi)的數(shù)據(jù)暫存到磁盤上。
• 減少了內(nèi)存碎片的產(chǎn)生。這是因?yàn)?，引入分?yè)之后，內(nèi)存的分配管理都是以頁(yè)大小（通常是 4KiB，擴(kuò)展分頁(yè)模式下是 4MiB）為單位的；虛擬內(nèi)存中的頁(yè)總是對(duì)應(yīng)物理內(nèi)存中實(shí)際的頁(yè)幀。這樣一來(lái)，在虛擬內(nèi)存空間中，頁(yè)內(nèi)連續(xù)的內(nèi)存在物理內(nèi)存上也一定是連續(xù)的，不會(huì)產(chǎn)生碎片。

當(dāng)進(jìn)程在進(jìn)行一些計(jì)算時(shí)，CPU 會(huì)請(qǐng)求內(nèi)存中存儲(chǔ)的數(shù)據(jù)。在這個(gè)請(qǐng)求過(guò)程中，CPU 發(fā)出的地址是邏輯地址（虛擬地址），然后交由 CPU 當(dāng)中的 MMU 單元進(jìn)行內(nèi)存尋址，找到實(shí)際物理內(nèi)存上的內(nèi)容。若是目標(biāo)虛存空間中的內(nèi)存頁(yè)（因?yàn)槟撤N原因），在物理內(nèi)存中沒(méi)有對(duì)應(yīng)的頁(yè)幀，那么 CPU 就無(wú)法獲取數(shù)據(jù)。這種情況下，CPU 是無(wú)法進(jìn)行計(jì)算的，于是它就會(huì)報(bào)告一個(gè)缺頁(yè)錯(cuò)誤（Page Fault）。

因?yàn)?CPU 無(wú)法繼續(xù)進(jìn)行進(jìn)程請(qǐng)求的計(jì)算，并報(bào)告了缺頁(yè)錯(cuò)誤，用戶進(jìn)程必然就中斷了。這樣的中斷稱之為缺頁(yè)中斷。在報(bào)告 Page Fault 之后，進(jìn)程會(huì)從用戶態(tài)切換到系統(tǒng)態(tài)，交由操作系統(tǒng)內(nèi)核的 Page Fault Handler 處理缺頁(yè)錯(cuò)誤。

基本來(lái)說(shuō)，缺頁(yè)錯(cuò)誤可以分為兩類：硬缺頁(yè)錯(cuò)誤（Hard Page Fault）和軟缺頁(yè)錯(cuò)誤（Soft Page Fault）。這里，前者又稱為主要缺頁(yè)錯(cuò)誤（Major Page Fault）；后者又稱為次要缺頁(yè)錯(cuò)誤（Minor Page Fault）。當(dāng)缺頁(yè)中斷發(fā)生后，Page Fault Handler 會(huì)判斷缺頁(yè)的類型，進(jìn)而處理缺頁(yè)錯(cuò)誤，最終將控制權(quán)交給用戶態(tài)代碼。

若是此時(shí)物理內(nèi)存里，已經(jīng)有一個(gè)頁(yè)幀正是此時(shí) CPU 請(qǐng)求的內(nèi)存頁(yè)，那么這是一個(gè)軟缺頁(yè)錯(cuò)誤；于是，Page Fault Hander 會(huì)指示 MMU 建立相應(yīng)的頁(yè)幀到頁(yè)的映射關(guān)系。這一操作的實(shí)質(zhì)是進(jìn)程間共享內(nèi)存——比如動(dòng)態(tài)庫(kù)（共享對(duì)象），比如 mmap 的文件。

若是此時(shí)物理內(nèi)存中，沒(méi)有相應(yīng)的頁(yè)幀，那么這就是一個(gè)硬缺頁(yè)錯(cuò)誤；于是 Page Fault Hander 會(huì)指示 CPU，從已經(jīng)打開(kāi)的磁盤文件中讀取相應(yīng)的內(nèi)容到物理內(nèi)存，而后交由 MMU 建立這份頁(yè)幀到頁(yè)的映射關(guān)系。

不難發(fā)現(xiàn)，軟缺頁(yè)錯(cuò)誤只是在內(nèi)核態(tài)里輕輕地走了一遭，而硬缺頁(yè)錯(cuò)誤則涉及到磁盤 I/O。因此，處理起來(lái)，硬缺頁(yè)錯(cuò)誤要比軟缺頁(yè)錯(cuò)誤耗時(shí)長(zhǎng)得多。這就是為什么我們要求高性能程序必須在對(duì)外提供服務(wù)時(shí)，盡可能少地發(fā)生硬缺頁(yè)錯(cuò)誤。

除了硬缺頁(yè)錯(cuò)誤和軟缺頁(yè)錯(cuò)誤之外，還有一類缺頁(yè)錯(cuò)誤是因?yàn)樵L問(wèn)非法內(nèi)存引起的。前兩類缺頁(yè)錯(cuò)誤中，進(jìn)程嘗試訪問(wèn)的虛存地址尚為合法有效的地址，只是對(duì)應(yīng)的物理內(nèi)存頁(yè)幀沒(méi)有在物理內(nèi)存當(dāng)中。后者則不然，進(jìn)程嘗試訪問(wèn)的虛存地址是非法無(wú)效的地址。比如嘗試對(duì) nullptr 解引用，就會(huì)訪問(wèn)地址為 0x0 的虛存地址，這是非法地址。

此時(shí) CPU 報(bào)出無(wú)效缺頁(yè)錯(cuò)誤（Invalid Page Fault）。操作系統(tǒng)對(duì)無(wú)效缺頁(yè)錯(cuò)誤的處理各不相同：Windows 會(huì)使用異常機(jī)制向進(jìn)程報(bào)告；*nix 則會(huì)通過(guò)向進(jìn)程發(fā)送 SIGSEGV 信號(hào)（11），引發(fā)內(nèi)存轉(zhuǎn)儲(chǔ)。

缺頁(yè)中斷會(huì)交給PageFaultHandler處理，其根據(jù)缺頁(yè)中斷的不同類型會(huì)進(jìn)行不同的處理：

• Hard Page Fault：也被稱為Major Page Fault，翻譯為硬缺頁(yè)錯(cuò)誤/主要缺頁(yè)錯(cuò)誤，這時(shí)物理內(nèi)存中沒(méi)有對(duì)應(yīng)的頁(yè)幀，需要CPU打開(kāi)磁盤設(shè)備讀取到物理內(nèi)存中，再讓MMU建立VA和PA的映射。
• Soft Page Fault：也被稱為Minor Page Fault，翻譯為軟缺頁(yè)錯(cuò)誤/次要缺頁(yè)錯(cuò)誤，這時(shí)物理內(nèi)存中是存在對(duì)應(yīng)頁(yè)幀的，只不過(guò)可能是其他進(jìn)程調(diào)入的，發(fā)出缺頁(yè)異常的進(jìn)程不知道而已，此時(shí)MMU只需要建立映射即可，無(wú)需從磁盤讀取寫(xiě)入內(nèi)存，一般出現(xiàn)在多進(jìn)程共享內(nèi)存區(qū)域。
• Invalid Page Fault：翻譯為無(wú)效缺頁(yè)錯(cuò)誤，比如進(jìn)程訪問(wèn)的內(nèi)存地址越界訪問(wèn)，又比如對(duì)空指針解引用內(nèi)核就會(huì)報(bào)segment fault錯(cuò)誤中斷進(jìn)程直接掛掉。

2. 缺頁(yè)錯(cuò)誤出現(xiàn)的原因

(1) 頁(yè)表相關(guān)問(wèn)題

當(dāng)進(jìn)程訪問(wèn)虛擬地址時(shí)，首先會(huì)查詢頁(yè)表以獲取對(duì)應(yīng)的物理地址。如果頁(yè)表中找不到對(duì)應(yīng)虛擬地址的頁(yè)表項(xiàng)（Page Table Entry，PTE），就會(huì)觸發(fā)頁(yè)異常 。這可能是因?yàn)樵撎摂M地址是無(wú)效的，就像你在一個(gè)公司的員工名單（頁(yè)表）中查找一個(gè)根本不存在的員工的工號(hào)（虛擬地址），自然是找不到的。

另一種情況是，虛擬地址是有效的，但對(duì)應(yīng)的物理頁(yè)面尚未被載入主存，頁(yè)表項(xiàng)還沒(méi)有建立，就好比員工雖然存在，但還沒(méi)有分配工位（物理內(nèi)存位置），在名單上也沒(méi)有記錄其工位信息。比如在程序動(dòng)態(tài)分配內(nèi)存時(shí)，malloc 函數(shù)只是在虛擬地址空間中預(yù)留了一段地址范圍，當(dāng)進(jìn)程首次訪問(wèn)這段地址時(shí)，由于對(duì)應(yīng)的物理內(nèi)存尚未分配和映射，就會(huì)導(dǎo)致頁(yè)表中沒(méi)有相應(yīng)的 PTE，從而觸發(fā)頁(yè)異常 。

(2)訪問(wèn)權(quán)限沖突

即使頁(yè)表中存在對(duì)應(yīng)虛擬地址的 PTE，但如果該 PTE 的訪問(wèn)權(quán)限設(shè)置拒絕當(dāng)前進(jìn)程的訪問(wèn)操作，也會(huì)引發(fā)頁(yè)異常。例如，一個(gè)進(jìn)程試圖對(duì)一個(gè)只讀的頁(yè)面進(jìn)行寫(xiě)入操作，而該頁(yè)面的 PTE 中設(shè)置了只讀權(quán)限，這就好比你拿著一張只能進(jìn)入圖書(shū)館閱讀區(qū)的通行證，卻試圖進(jìn)入書(shū)庫(kù)（禁止區(qū)域）取書(shū)，自然會(huì)被拒絕并觸發(fā)異常。這種情況通常用于保護(hù)系統(tǒng)關(guān)鍵數(shù)據(jù)和代碼，防止進(jìn)程的非法訪問(wèn)和修改，保障系統(tǒng)的穩(wěn)定性和安全性。

四、處理流程全解析

1. 捕獲與跳轉(zhuǎn)

當(dāng)頁(yè)異常發(fā)生時(shí)，首先由 CPU 捕獲這個(gè)異常信號(hào)。就像在一個(gè)公司里，員工（進(jìn)程）在執(zhí)行任務(wù)（訪問(wèn)內(nèi)存）時(shí)遇到問(wèn)題（頁(yè)異常），會(huì)立即向上級(jí)（CPU）報(bào)告 。CPU 捕獲到這個(gè)異常后，會(huì)跳轉(zhuǎn)到專門處理頁(yè)異常的函數(shù)page_fault_handler，這個(gè)函數(shù)就像是公司里專門處理問(wèn)題的部門，負(fù)責(zé)解決內(nèi)存訪問(wèn)異常的問(wèn)題 。在page_fault_handler中，會(huì)進(jìn)一步分析異常的原因和類型，為后續(xù)的處理做準(zhǔn)備。

2. 處理邏輯分支

(1) 無(wú)效地址處理

如果經(jīng)檢查發(fā)現(xiàn)訪問(wèn)的地址是無(wú)效地址，屬于越界訪問(wèn)，系統(tǒng)會(huì)返回segment fault錯(cuò)誤 。這就好比員工試圖進(jìn)入一個(gè)被禁止進(jìn)入的辦公室（無(wú)效地址區(qū)域），會(huì)被保安（系統(tǒng)）阻止并報(bào)告給上級(jí)。如果是用戶地址發(fā)生segment fault，系統(tǒng)會(huì)直接殺死該進(jìn)程，以防止進(jìn)程對(duì)系統(tǒng)造成進(jìn)一步的破壞，就像公司會(huì)開(kāi)除違反規(guī)定的員工 。而如果是內(nèi)核地址發(fā)生segment fault，情況則更為嚴(yán)重，可能會(huì)導(dǎo)致內(nèi)核崩潰，就像公司的核心管理層出現(xiàn)嚴(yán)重問(wèn)題，可能會(huì)導(dǎo)致整個(gè)公司運(yùn)營(yíng)癱瘓 。

(2) 有效地址處理

首次訪問(wèn)：當(dāng)頁(yè)是第一次被訪問(wèn)時(shí)，會(huì)執(zhí)行demand_page_faults（請(qǐng)求調(diào)頁(yè)）操作 。這時(shí)候，系統(tǒng)會(huì)檢查頁(yè)表中是否存在該虛擬地址對(duì)應(yīng)的頁(yè)表項(xiàng)（PTE），即通過(guò)pmd_none和pte_none等函數(shù)來(lái)判斷 。如果不存在，就需要分配新的頁(yè)幀，并對(duì)其進(jìn)行初始化，從磁盤中讀取相應(yīng)的數(shù)據(jù)到內(nèi)存中 。這就像是公司要為新入職的員工（新訪問(wèn)的頁(yè)）分配一個(gè)工位（頁(yè)幀），并從倉(cāng)庫(kù)（磁盤）中取出相關(guān)的辦公用品（數(shù)據(jù)）放到工位上，以便員工能夠正常開(kāi)展工作（進(jìn)程能夠正常訪問(wèn)內(nèi)存） 。

頁(yè)在 swap 分區(qū)：如果頁(yè)被交換到了 swap 分區(qū)，系統(tǒng)會(huì)檢查頁(yè)表項(xiàng)中的present標(biāo)志位 。這個(gè)標(biāo)志位就像是一個(gè)標(biāo)簽，用來(lái)標(biāo)識(shí)頁(yè)面是否在主存中 。如果present標(biāo)志位為 0，表示該頁(yè)不在主存中，此時(shí)需要分配新的頁(yè)幀，并從磁盤的 swap 分區(qū)重新讀入內(nèi)存 。這就好比員工的辦公用品被暫時(shí)存放到了倉(cāng)庫(kù)的臨時(shí)存儲(chǔ)區(qū)（swap 分區(qū)），當(dāng)員工需要使用時(shí)，需要從臨時(shí)存儲(chǔ)區(qū)把辦公用品取回到工位（內(nèi)存）上 。

COW 情況：當(dāng)vm_area_struct允許寫(xiě)操作，但對(duì)應(yīng)的頁(yè)表項(xiàng)（PTE）禁止寫(xiě)操作時(shí)，就會(huì)觸發(fā)寫(xiě)時(shí)復(fù)制（Copy-On-Write，COW）機(jī)制 。這是一種優(yōu)化策略，在多個(gè)進(jìn)程共享同一個(gè)頁(yè)面時(shí)，只有當(dāng)某個(gè)進(jìn)程試圖對(duì)頁(yè)面進(jìn)行寫(xiě)操作時(shí)，才會(huì)真正復(fù)制出一個(gè)新的頁(yè)面供該進(jìn)程使用，而不是在一開(kāi)始就為每個(gè)進(jìn)程都復(fù)制一份 。就好比多個(gè)員工共同使用一份文件（共享頁(yè)面），當(dāng)其中一個(gè)員工想要修改文件內(nèi)容（寫(xiě)操作）時(shí)，系統(tǒng)會(huì)為他復(fù)制一份文件副本（新頁(yè)面），讓他在副本上進(jìn)行修改，而不影響其他員工使用的原始文件 。這樣可以節(jié)省內(nèi)存資源，提高系統(tǒng)的效率 。

五、實(shí)例與應(yīng)用場(chǎng)景

1. 程序運(yùn)行中的體現(xiàn)

以一個(gè)簡(jiǎn)單的 C 程序?yàn)槔?，?dāng)程序執(zhí)行到malloc函數(shù)分配內(nèi)存時(shí)，實(shí)際上只是在虛擬地址空間中預(yù)留了一段地址范圍，并沒(méi)有立即分配物理內(nèi)存。只有當(dāng)程序首次訪問(wèn)這段地址時(shí)，才會(huì)觸發(fā)頁(yè)異常 。假設(shè)我們有如下 C 代碼：

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>

int main() {
    int *ptr = (int *)malloc(1024 * sizeof(int)); // 分配內(nèi)存，但未實(shí)際占用物理內(nèi)存
    if (ptr == NULL) {
        perror("malloc failed");
        return 1;
    }

    // 首次訪問(wèn)分配的內(nèi)存，會(huì)觸發(fā)頁(yè)異常
    ptr[0] = 100; 

    printf("Value at ptr[0]: %d\n", ptr[0]);
    free(ptr);
    return 0;
}

在這段代碼中，malloc函數(shù)分配了一段虛擬內(nèi)存地址，當(dāng)執(zhí)行ptr[0] = 100;時(shí)，由于這是首次訪問(wèn)該地址，對(duì)應(yīng)的物理內(nèi)存尚未分配和映射，系統(tǒng)會(huì)觸發(fā)頁(yè)異常。操作系統(tǒng)會(huì)捕獲這個(gè)異常，為該虛擬地址分配物理內(nèi)存頁(yè)幀，并建立虛擬地址與物理地址的映射關(guān)系，然后程序才能成功地將值 100 寫(xiě)入ptr[0] 。

2. 系統(tǒng)性能影響

頁(yè)異常對(duì)系統(tǒng)性能有著顯著的影響，尤其是硬缺頁(yè)。由于硬缺頁(yè)需要從磁盤讀取數(shù)據(jù)到內(nèi)存，而磁盤 I/O 的速度遠(yuǎn)遠(yuǎn)慢于內(nèi)存訪問(wèn)速度，頻繁的硬缺頁(yè)會(huì)導(dǎo)致系統(tǒng)性能大幅下降 。當(dāng)一個(gè)進(jìn)程頻繁地訪問(wèn)大量數(shù)據(jù)，而這些數(shù)據(jù)又不在物理內(nèi)存中時(shí)，就會(huì)不斷地觸發(fā)硬缺頁(yè)。比如一個(gè)數(shù)據(jù)庫(kù)管理系統(tǒng)在處理大量數(shù)據(jù)查詢時(shí)，如果內(nèi)存不足，無(wú)法緩存所有需要的數(shù)據(jù)，就會(huì)頻繁地從磁盤讀取數(shù)據(jù)，導(dǎo)致大量的硬缺頁(yè)發(fā)生。這不僅會(huì)增加磁盤 I/O 的負(fù)擔(dān)，還會(huì)使進(jìn)程的執(zhí)行速度明顯變慢，進(jìn)而影響整個(gè)系統(tǒng)的響應(yīng)速度和吞吐量。

相比之下，軟缺頁(yè)的影響相對(duì)較小，因?yàn)樗恍枰獜拇疟P讀取數(shù)據(jù)，只是建立映射關(guān)系，這個(gè)過(guò)程相對(duì)快速。但如果軟缺頁(yè)過(guò)于頻繁，也會(huì)消耗一定的系統(tǒng)資源，影響系統(tǒng)的整體性能 。例如，在一個(gè)多進(jìn)程共享內(nèi)存的場(chǎng)景中，如果進(jìn)程之間頻繁地訪問(wèn)共享內(nèi)存，可能會(huì)導(dǎo)致大量的軟缺頁(yè)，因?yàn)槊總€(gè)進(jìn)程在首次訪問(wèn)共享內(nèi)存時(shí)都需要建立映射關(guān)系。雖然單個(gè)軟缺頁(yè)的處理時(shí)間較短，但大量的軟缺頁(yè)累積起來(lái)，也會(huì)對(duì)系統(tǒng)性能產(chǎn)生一定的影響。