linux 页表存在哪（Linux内核学习笔记——页表的那些事。）
接上两文 ，本文补充一下内核页表和用户页表创建 、更新时机说明 。
Linux内核学习笔记——内核页表隔离KPTI机制
Linux内核学习笔记——内核页表隔离KPTI机制（源码分析）KPTI中每个进程有两套页表——内核态页表与用户态页表(两个地址空间) 。
内核态页表只能在内核态下访问 ，可以创建到内核和用户的映射（不过用户空间受SMAP和SMEP保护） 。
内核页表：即书上说的主内核页表 ，在内核中其实就是一段内存 ，存放在主内核页全局目录init_mm.pgd(swapper_pg_dir)中 ，硬件并不直接使用 。
进程页表：每个进程自己的页表 ，放在进程自身的页目录task_struct.pgd中 。
在保护模式下 ，从硬件角度看 ，其运行的基本对象为“进程 ”(或线程) ，而寻址则依赖于“进程页表 ” ，在进程调度而进行上下文切换时 ，会进行页表的切换：即将新进程的pgd(页目录)加载到CR3寄存器中 。从这个角度看 ，其实是完全没有用到“内核页表 ”的 ，那么“内核页表 ”有什么用呢？跟“进程页表 ”有什么关系呢？
页表什么时候创建
内核页表中的内容为所有进程共享 ，每个进程都有自己的“进程页表 ” ，“进程页表 ”中映射的线性地址包括两部分：
用户态 内核态
其中 ，内核态地址对应的相关页表项 ，对于所有进程来说都是相同的(因为内核空间对所有进程来说都是共享的) ，而这部分页表内容其实就来源于“内核页表 ” ，即每个进程的“进程页表 ”中内核态地址相关的页表项都是“内核页表 ”的一个拷贝（进程创建时候就产生了） 。内核页表变化什么时候更新到用户页表
“内核页表 ”由内核自己维护并更新 ，在vmalloc区发生page fault时 ，将“内核页表 ”同步到“进程页表 ”中 。以32位系统为例 ，内核页表主要包含两部分：
线性映射区 vmalloc区其中 ，线性映射区即通过TASK_SIZE偏移进行映射的区域 ，对32系统来说就是0-896M这部分区域 ，映射对应的虚拟地址区域为TASK_SIZE~TASK_SIZE+896M 。这部分区域在内核初始化时就已经完成映射 ，并创建好相应的页表 ，即这部分虚拟内存区域不会发生page fault 。
vmalloc区 ，为896M~896M+128M ，这部分区域用于映射高端内存 ，有三种映射方式：vmalloc 、固定 、临时 ，这里就不详细展开了 。
以vmalloc为例(最常使用) ，这部分区域对应的线性地址在内核使用vmalloc分配内存时 ，其实就已经分配了相应的物理内存 ，并做了相应的映射 ，建立了相应的页表项 ，但相关页表项仅写入了“内核页表 ” ，并没有实时更新到“进程页表中 ” ，内核在这里使用了“延迟更新 ”的策略 ，将“进程页表 ”真正更新推迟到第一次访问相关线性地址 ，发生page fault时 ，此时在page fault的处理流程中进行“进程页表 ”的更新 。
源码分析
/* * 缺页地址位于内核空间 。并不代表异常发生于内核空间 ，有可能是用户 * 态访问了内核空间的地址 。 */ if (unlikely(fault_in_kernel_space(address))) { if (!(error_code & (PF_RSVD | PF_USER | PF_PROT))) { //检查发生缺页的地址是否在vmalloc区 ，是则进行相应的处理 if (vmalloc_fault(address) >= 0) return; /* * 对于发生缺页异常的指针位于vmalloc区情况的处理 ，主要是将 * 主内核页表向当前进程的内核页表同步 。 */ static noinline __kprobes int vmalloc_fault(unsigned long address) { unsigned long pgd_paddr; pmd_t *pmd_k; pte_t *pte_k; /* Make sure we are in vmalloc area: */ /* 区域检查 */ if (!(address >= VMALLOC_START && address < VMALLOC_END)) return -1; WARN_ON_ONCE(in_nmi()); /* * Synchronize this tasks top level page-table * with the reference page table. * * Do _not_ use "current" here. We might be inside * an interrupt in the middle of a task switch.. */ /*获取pgd(最顶级页目录)地址 ，直接从CR3寄存器中读取 。 *不要通过current获取 ，因为缺页异常可能在上下文切换的过程中发生 ， *此时如果通过current获取 ，则可能会出问题*/ pgd_paddr = read_cr3(); //从主内核页表中 ，同步vmalloc区发生缺页异常地址对应的页表 pmd_k = vmalloc_sync_one(__va(pgd_paddr), address); if (!pmd_k) return -1; //如果同步后 ，相应的PTE还不存在 ，则说明该地址有问题了 pte_k = pte_offset_kernel(pmd_k, address); if (!pte_present(*pte_k)) return -1; return 0; }常见问题解答
问题一：页表到底是保存在内核空间中还是用户空间中？
创建和删除页表的确是在内核空间操作的 。页表不能在用户空间进行操作一点都不奇怪 ，你要知道页表的作用不仅仅是虚拟地址到物理地址的映射 ，还有关键的权限访问控制和页面属性的记录 。下图是armv8中level 1的页表格式 ，类似于x86中的PUD的结构：
可以看到该页表中只有"Outlook block address"是在表示下一级页表的地址 ，"Upper attributes"和"Lower attributes"是内核空间用到权限的控制位和页属性标志 。问题2：页表访问 ，软件是不是会频繁陷入内核？
这个需要结合场景分析 。访问页表是否会陷入内核 ，这要看你是：
CPU地址翻译的过程中的页表访问； 增加修改页表项 。如果是第一种 ，CPU地址翻译 ，那么这种访问是硬件完成的 ，整个过程不需要代码参与 ，没有任何性能上的损失 。
如果是第二种 ，是会慢一些 。这种慢是为了安全 ，如果页表在用户空间 ，那么用户就可能自己修改页表 ，映射任意的内存地址 ，访问任何内存 ，甚至是直接操作硬件 ，进程间 、内核的隔离保护就失去了意义 。
问题3：内存申请 ，软件是不是会频繁陷入内核创建新页表条目
你以为在用户进程中分配内存的时候 ，就马上通过系统调用陷入内核 ，然后进行页表操作吗？这个理解是不对的 。
应用程序虽然可能频繁的malloc或者free ，但在页表层面上 ，并不会频繁的创建 、删除页表项 ，主要原因是 ，malloc/free操作的接口都是C库的接口 ，在C库里 ，还有另外一层次的封装 ，来保证不会频繁的提交页表的操作申请 。
内核如今已经发展的很成熟了 ，当然不会这么傻 。在你兴高采烈的分配好一块内存后 ，内核只是给你找了一块独一无二的虚拟内存空间 ，并没有映射到物理内存 ，所以根本没有页表的操作 。只有你真正用到你的内存时 ，MMU发现无法进行虚拟内存到物理内存的转换 ，只好抛出page fault异常 ，然后进入内核进行物理内存的分配过程 ，接着就给你把页表创建好了 ，这个整个过程叫做惰性分配 。
更重要的是 ，其实libc库在进程创建的时候 ，就已经把堆空间用内存池的方式管理起来 ，在进程分配小于128kb的内存时 ，根本不需要内核进行任何操作 ，因为堆这个段的虚拟内存早就映射好了物理内存 。
问题4：那内核页表和普通的页表到底有什么区别？
对于所有进程来说它们页表中的内核空间页表部分都是一模一样的 ，它们都是从1号进程的init_mm结构中copy的 ，只有用户空间的页表不尽相同 。用户空间的页表是用来进行不同进程地址空间隔离的 ，所以相同的虚拟地址可以映射到不同的物理地址 ，当然一般情况下这也是必须的 ，而内核只有一个 。
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