背景

• Read the fucking source code! --By 魯迅
• A picture is worth a thousand words. --By 高爾基

說明：

1. Kernel版本：4.14
2. ARM64處理器，Contex-A53，雙核
3. 使用工具：Source Insight 3.5， Visio

1. 概述

上篇文章分析到malloc/mmap函式中，核心實現只是在程序的地址空間建立好了vma區域，並沒有實際的虛擬地址到實體地址的對映操作。這部分就是在Page Fault異常錯誤處理中實現的。

Linux核心中的Page Fault異常處理很複雜，涉及的細節也很多，malloc/mmap

的實體記憶體對映只是它的一個子集功能，下圖大概涵蓋了出現Page Fault的情況：

下邊就開始來啃啃硬骨頭吧。

2. Arm64處理

Page Fault的異常處理，依賴於體系結構，因此有必要來介紹一下Arm64的處理。
程式碼主要參考：arch/arm64/kernel/entry.S。

Arm64在取指令或者訪問資料時，需要把虛擬地址轉換成實體地址，這個過程需要進行幾種檢查，在不滿足的情況下都能造成異常：

1. 地址的合法性，比如以39有效位地址為例，核心地址的高25位為全1，使用者程序地址的高25位為全0；
2. 地址的許可權檢查，這裡邊的許可權位都位於頁表條目中；

從上圖中可以看到，最後都會調到do_mem_abort

函式，這個函式比較簡單，直接看程式碼，位於arch/arm64/mm/fault.c：

/*
 * Dispatch a data abort to the relevant handler.
 */
asmlinkage void __exception do_mem_abort(unsigned long addr, unsigned int esr,
                     struct pt_regs *regs)
{
    const struct fault_info *inf = esr_to_fault_info(esr);
    struct siginfo info;

    if (!inf->fn(addr, esr, regs))
        return;

    pr_alert("Unhandled fault: %s (0x%08x) at 0x%016lx\n",
         inf->name, esr, addr);

    mem_abort_decode(esr);

    info.si_signo = inf->sig;
    info.si_errno = 0;
    info.si_code  = inf->code;
    info.si_addr  = (void __user *)addr;
    arm64_notify_die("", regs, &info, esr);
}
 

該函式中關鍵的處理：根據傳進來的esr獲取fault_info資訊，從而去呼叫函式。struct fault_info用於錯誤狀態下對應的處理方法，而核心中也定義了全域性結構fault_info，存放了所有的情況。
主要的錯誤狀態和處理函式對應如下：

static const struct fault_info fault_info[] = {
    { do_bad,       SIGBUS,  0,     "ttbr address size fault"   },
    { do_bad,       SIGBUS,  0,     "level 1 address size fault"    },
    { do_bad,       SIGBUS,  0,     "level 2 address size fault"    },
    { do_bad,       SIGBUS,  0,     "level 3 address size fault"    },
    { do_translation_fault, SIGSEGV, SEGV_MAPERR,   "level 0 translation fault" },
    { do_translation_fault, SIGSEGV, SEGV_MAPERR,   "level 1 translation fault" },
    { do_translation_fault, SIGSEGV, SEGV_MAPERR,   "level 2 translation fault" },
    { do_translation_fault, SIGSEGV, SEGV_MAPERR,   "level 3 translation fault" },
    { do_bad,       SIGBUS,  0,     "unknown 8"         },
    { do_page_fault,    SIGSEGV, SEGV_ACCERR,   "level 1 access flag fault" },
    { do_page_fault,    SIGSEGV, SEGV_ACCERR,   "level 2 access flag fault" },
    { do_page_fault,    SIGSEGV, SEGV_ACCERR,   "level 3 access flag fault" },
    { do_bad,       SIGBUS,  0,     "unknown 12"            },
    { do_page_fault,    SIGSEGV, SEGV_ACCERR,   "level 1 permission fault"  },
    { do_page_fault,    SIGSEGV, SEGV_ACCERR,   "level 2 permission fault"  },
    { do_page_fault,    SIGSEGV, SEGV_ACCERR,   "level 3 permission fault"  },
     ...
};

從程式碼中可以看出：

• 出現0/1/2/3級頁錶轉換錯誤時，會呼叫do_translation_fault，實際中do_translation_fault最終也會呼叫到do_page_fault；
• 出現1/2/3級頁表訪問許可權的時候，會呼叫do_page_fault；
• 其他的錯誤則呼叫do_bad，其中未列出來的部分還包括do_sea等操作函式；

do_translation_fault

do_page_fault

do_page_fault函式為頁錯誤異常處理的核心函式，與體系結構相關，上圖中的handle_mm_fault函式為通用函式，也就是不管哪種處理器結構，最終都會呼叫到該函式。

3. handle_mm_fault

handle_mm_fault用於處理使用者空間的頁錯誤異常：

• 程序在使用者模式下訪問使用者虛擬地址，觸發頁錯誤異常；
• 程序在核心模式下訪問使用者虛擬地址，觸發頁錯誤異常；
  從do_page_fault函式的流程圖中也能看出來，當觸發異常的虛擬地址屬於某個vma，並且擁有觸發頁錯誤異常的許可權時，會呼叫到handle_mm_fault函式，而handle_mm_fault函式的主要邏輯是通過__handle_mm_fault來實現的。

流程如下圖：

3.1 do_fault

do_fault函式用於處理檔案頁異常，包括以下三種情況：

1. 讀檔案頁錯誤；
2. 寫私有檔案頁錯誤；
3. 寫共享檔案頁錯誤；

3.2 do_anonymous_page

匿名頁的缺頁異常處理呼叫本函式，在以下情況下會觸發：

1. malloc/mmap分配了程序地址空間區域，但是沒有進行對映處理，在首次訪問時觸發；
2. 使用者棧不夠的情況下，進行棧區的擴大處理；

3.3 do_swap_page

如果訪問Swap頁面出錯（頁面不在記憶體中），則從Swap cache或Swap檔案中讀取該頁面。
由於在4.14核心版本中，do_swap_page呼叫的很多函式都是空函式，無法進一步的瞭解，大體的流程如下圖：

3.4 do_wp_page

do_wp_page函式用於處理寫時複製（copy on write），會在以下兩種情況處理：

1. 建立子程序時，父子程序會以只讀方式共享私有的匿名頁和檔案頁，當試圖寫的時候，觸發頁錯誤異常，從而複製物理頁，並建立對映；
2. 程序建立私有檔案對映，讀訪問後觸發異常，將檔案頁讀入到page cache中，並以只讀模式建立對映，之後發生寫訪問後，觸發COW；

關鍵的複製工作是由wp_page_copy完成的：

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