Linux內存 --- pte_offset_map/pte_offset_kernel - 實踐詳情 - 頁表,linux,直接訪問,Html,CSS,前端開發 mb61c46a7ab1eee 博客

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前言
一、walk_pte_range
二、pte_offset_kernel
三、pte_offset_map

3.1 highmem
3.2 no highmem

前言

pte_offset_kernel() 用於內核頁表，因為內核頁表頁恆在線性映射區，可直接訪問；

pte_offset_map() 用於用户頁表，因為用户頁表頁不保證在線性映射區，需要臨時 kmap 映射後訪問。 (對於64位架構，沒有高端內存，比如x86_64/ARM64，其實pte_offset_map就等效於pte_offset_kernel)。

一、walk_pte_range

比如：

// linux/v6.14/source/mm/pagewalk.c
static int walk_pte_range(pmd_t *pmd, unsigned long addr, unsigned long end,
struct mm_walk *walk)
{
pte_t *pte;
int err = 0;
spinlock_t *ptl;
//no_vma 情況下的處理
if (walk->no_vma) {
/*
* pte_offset_map() might apply user-specific validation.
* Indeed, on x86_64 the pmd entries set up by init_espfix_ap()
* fit its pmd_bad() check (_PAGE_NX set and _PAGE_RW clear),
* and CONFIG_EFI_PGT_DUMP efi_mm goes so far as to walk them.
*/
//如果當前內存描述符是 init_mm（內核初始 mm）或地址是內核空間（addr >= TASK_SIZE），使用 pte_offset_kernel 直接獲取 PTE 指針。
if (walk->mm == &init_mm || addr >= TASK_SIZE)
pte = pte_offset_kernel(pmd, addr);
//否則，使用 pte_offset_map 映射用户頁表項（可能涉及頁表頁的分配或映射）。
else
pte = pte_offset_map(pmd, addr);
if (pte) {
//如果 pte 有效，調用 walk_pte_range_inner 對該 PTE 範圍執行實際操作。
err = walk_pte_range_inner(pte, addr, end, walk);
//如果是用户空間頁表，操作完成後需要調用 pte_unmap 解除映射。
if (walk->mm != &init_mm && addr < TASK_SIZE)
pte_unmap(pte);
}
} else { //有 VMA 上下文的情況（加鎖訪問）
//這裏是用户態普通內存空間的正常頁表遍歷路徑：
pte = pte_offset_map_lock(walk->mm, pmd, addr, &ptl);
if (pte) {
err = walk_pte_range_inner(pte, addr, end, walk);
pte_unmap_unlock(pte, ptl);
}
}
if (!pte)
walk->action = ACTION_AGAIN;
return err;
}

walk_pte_range()，它負責在一個 PMD（Page Middle Directory）層級下，遍歷對應的 PTE（Page Table Entry）範圍。
在給定的 pmd_t（頁中目錄）範圍 [addr, end) 內，對應的所有 PTE（頁表項）執行 walk_pte_range_inner()，並處理內核態或用户態頁表的訪問方式差異。

我們可以看到對於內核空間的地址直接調用 pte_offset_kernel 即可。

而對於用户空間的地址調用 pte_offset_map/pte_offset_map_lock，獲取 PTE 後還需要調用pte_unmap/pte_unmap_unlock 。

二、pte_offset_kernel

內核頁表始終在線性映射區中，Linux 內核在啓動時會建立直接映射（direct mapping / linear mapping），即物理內存的所有頁表頁都映射到內核虛擬地址空間的固定偏移上。

比如：

Linux內存 --- pte_offset_map/pte_offset_kernel - 實踐_linux

因此：
對於 init_mm（內核自身的 mm_struct），所有頁表頁都恆在線性映射區中。
訪問某個頁表項，只需要簡單地用指針算偏移即可，不需要映射。

所以：
pte = pte_offset_kernel(pmd, addr);
只是一個普通的指針算術操作，直接返回內核可訪問的虛擬地址。

// linux/v6.14/source/include/linux/pgtable.h
static inline pte_t *pte_offset_kernel(pmd_t *pmd, unsigned long address)
{
return (pte_t *)pmd_page_vaddr(*pmd) + pte_index(address);
}

pte_offset_kernel() 用於內核頁表，因為內核頁表頁恆在線性映射區，可直接訪問；

三、pte_offset_map

3.1 highmem

對於有高端內存的情況下，比如32位x86：
用户進程的頁表頁（struct page 對應的物理頁）屬於用户 mm_struct 管理的內存，它們雖然由內核分配，但不保證在線性映射區中可直接訪問。

為了訪問這些頁表，內核必須：
根據頁表物理頁得到 struct page *page；

通過 kmap_local_page(page)（或老版本的 kmap_atomic()）建立臨時內核映射；

得到一個臨時的虛擬地址來讀寫 PTE 內容；

操作完成後調用 kunmap_local() 解除映射。

而 pte_offset_map() 正是做了這些步驟的封裝：

pte_t *pte_offset_map(pmd_t *pmd, unsigned long addr)
{
pte_t *pte;
struct page *page = pmd_page(*pmd);
pte = (pte_t *)kmap_local_page(page);
return &pte[pte_index(addr)];
}

// linux/v6.14/source/include/linux/mm.h
pte_t *___pte_offset_map(pmd_t *pmd, unsigned long addr, pmd_t *pmdvalp);
static inline pte_t *__pte_offset_map(pmd_t *pmd, unsigned long addr,
pmd_t *pmdvalp)
{
pte_t *pte;
__cond_lock(RCU, pte = ___pte_offset_map(pmd, addr, pmdvalp));
return pte;
}
static inline pte_t *pte_offset_map(pmd_t *pmd, unsigned long addr)
{
return __pte_offset_map(pmd, addr, NULL);
}

// linux/v6.14/source/mm/pgtable-generic.c
___pte_offset_map();
-->__pte_map();
}

// linux/v6.14/source/include/linux/pgtable.h
#ifdef CONFIG_HIGHPTE
#define __pte_map(pmd, address) \
((pte_t *)kmap_local_page(pmd_page(*(pmd))) + pte_index((address)))
#define pte_unmap(pte)	do {	\
kunmap_local((pte));	\
rcu_read_unlock();	\
} while (0)

在高端內存（highmem）配置的系統中，這一步是必須的；否則內核根本無法直接訪問用户進程的頁表頁。
pte_offset_map() 用於用户頁表，因為用户頁表頁不保證在線性映射區，需要臨時 kmap 映射後訪問。

如下圖所示：

對比點	用户態頁表 (`pte_offset_map`)	內核頁表 (`pte_offset_kernel`)
頁表頁位置	用户 mm_struct 管理區，不保證線性映射	永遠在內核線性映射區
是否可直接訪問	否	是
是否需臨時映射	是（通過 kmap_local_page）	否
典型使用場景	遍歷用户進程頁表	遍歷 init_mm
調用對應解除函數	`pte_unmap()`	無需

3.2 no highmem

在 x86_64 架構且無高端內存（no highmem）的系統上，pte_offset_map() 理論上不再需要真正“建立臨時映射”.

在 32 位時代，內核虛擬地址空間有限（通常 3G/1G 分割），所以部分物理內存（高端內存 highmem）不能永久映射到內核空間，訪問這部分物理頁就需要臨時 kmap 映射。

而在 x86_64 架構上：
內核地址空間非常大（通常 128 TB），
Linux 從啓動階段就建立了完整的直接映射（linear/direct mapping），
所有物理頁（包括頁表頁）都永久映射到高半區。

因此：
在 x86_64 上，“高端內存”概念不存在。
所有頁表頁都可以通過固定偏移直接訪問。

// linux/v6.14/source/include/linux/pgtable.h
#ifdef CONFIG_HIGHPTE
#define __pte_map(pmd, address) \
((pte_t *)kmap_local_page(pmd_page(*(pmd))) + pte_index((address)))
#define pte_unmap(pte)	do {	\
kunmap_local((pte));	\
rcu_read_unlock();	\
} while (0)
#else
static inline pte_t *__pte_map(pmd_t *pmd, unsigned long address)
{
return pte_offset_kernel(pmd, address);
}
static inline void pte_unmap(pte_t *pte)
{
rcu_read_unlock();
}
#endif

static inline pte_t *__pte_map(pmd_t *pmd, unsigned long address)
{
return pte_offset_kernel(pmd, address);
}
static inline void pte_unmap(pte_t *pte)
{
rcu_read_unlock();
}

pte_offset_map實際上就是調用pte_offset_kernel。

可以看到：
在 x86_64 上，pte_offset_map() 直接調用 pte_offset_kernel()；
pte_unmap() 是空操作。

所以實際上並不會執行任何 kmap，也不建立臨時映射。

如下圖所示：

架構 / 配置	是否有高端內存	`pte_offset_map()` 是否建立臨時映射	實際行為
x86_64 (默認)	❌ 無	❌ 否	直接返回內核可訪問的 PTE 指針
x86 (32 位, 有 highmem)	✅ 是	✅ 是	調用 `kmap_local_page()` 臨時映射

在 x86_64 無高端內存的系統上：

pte_offset_map() 不會真正建立臨時映射；

它只是簡單地調用 pte_offset_kernel()；

pte_unmap() 為空函數；

之所以保留接口，是為了保持跨架構一致性和語義清晰。

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