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 task's 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：

1. CPU地址翻译的过程中的页表访问；
2. 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。