从 malloc 到页表：一次用户态内存访问背后的全流程

从 malloc 到页表：一次用户态内存访问背后的全流程

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本文以 32 位 ARMv7 架构为例，拆解一次最简单的 malloc(8) 动作在 Linux 内核下引发的虚拟内存分配与页表构建全过程。

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1. 用户空间 malloc 背后的流程总览

以用户代码为例：

char *p = malloc(8);
*p = 'A';

这个过程涉及多个阶段：

1. 用户调用 malloc()，进入 glibc 分配器
2. 若无可用缓存，则通过 brk() 或 mmap() 系统调用请求内存
3. 内核分配虚拟地址空间（创建 VMA）
4. 用户首次访问 *p 触发缺页异常
5. 内核页异常处理分配物理页并建立页表

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2. 第一步：glibc 调用 brk 或 mmap

• malloc(8) 触发 ptmalloc2，若已有堆缓存则直接分配，否则通过 brk() 扩展堆；
• 若分配较大（一般 >128KB），glibc 选择 mmap() 分配独立区域；

brk(0x0804a000);  // 小内存扩展堆顶

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3. 第二步：内核创建 VMA 区域

系统调用 sys_brk() 或 sys_mmap() 后，进入内核态：

• 找到 current->mm（即进程的内存描述符）
• 为虚拟地址区域创建 vm_area_struct
• 插入到 VMA 链表或红黑树中

// 进程虚拟内存结构
mm_struct
├── mmap → vm_area_struct → vm_area_struct → ...
├── pgd → 页目录

此时还 没有分配物理页帧，页表也尚未建立！

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4. 第三步：首次访问触发 Page Fault

程序执行 *p = 'A' 时：

• CPU 发现虚拟地址未建立映射 → 触发异常中断
• 内核进入 do_page_fault() 进行缺页处理

流程如下：

do_page_fault()
  → find_vma() // 查找是否是合法地址
  → handle_mm_fault()
    → do_anonymous_page()
      → alloc_page()

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5. 第四步：内核分配页帧，建立页表

do_anonymous_page() 中：

• 分配物理页帧（来自伙伴系统）
• 使用 set_pte() 更新页表项，建立虚拟 → 物理映射
• 同时更新 TLB

页表层次回顾（ARM32）

ARMv7 使用二级页表：

• PGD（页目录）：4096 项，每项映射 1MB；共 4KB
• PTE（页表项）：每项映射 4KB；按需分配

// 示例地址 0x0804a000（用户态地址）
pgd_index = 0x0804a000 >> 20; // PGD index
pte_index = (0x0804a000 >> 12) & 0xFF; // PTE index

内核会为缺失页表页分配内存，并建立对应页表项。

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6. 最终效果：完成映射

至此：

• 0x0804a000 映射到物理页帧（如 0x1f305000）
• 对 *p = 'A' 的访问命中 TLB，内存访问成功

用户空间：0x0804a000 → 页表 → 页帧 0x1f305000 → DRAM

此后访问同一页均不再触发异常。

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7. 总结流程图

malloc()
 → brk()/mmap()
   → 内核创建 VMA
     → 首次访问触发 Page Fault
       → 分配物理页 → 更新页表 → 恢复执行

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8. 小结与内核视角

步骤	内核结构/函数	说明
系统调用	sys_brk / sys_mmap	分配虚拟地址
虚拟地址注册	insert_vm_struct	添加到 mm_struct 中
缺页处理	do_page_fault()	异常处理入口
分配页帧	alloc_page()	来自伙伴系统
映射页表	set_pte()	更新页表结构

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📌 作者：嵌入式 Jerry ｜ 视频教程请关注 B 站：“嵌入式 Jerry”