Linux 内存管理之 Rmap 反向映射

一、简介

反向映射是内存管理中的一个核心概念，用于高效地通过物理页找到映射了该页的所有虚拟地址（即页表项）。这对于页面回收、迁移、换出等操作至关重要。

反向映射的发展经历了几个阶段，从最初的匿名页反向映射，到后来加入文件页和交换缓存的反向映射支持。

为什么需要反向映射？
在操作系统中，多个进程的虚拟地址可能映射到同一个物理页（例如共享内存、写时复制等）。当内核需要回收一个物理页时，它必须修改所有映射了该页的页表项，使其无效或指向其他位置。如果没有反向映射，内核将不得不遍历所有进程的页表来寻找映射，这是极其低效的。

一个物理页 → 多个虚拟映射：通过 fork()、KSM 等机制，单个物理页可能被多个进程的虚拟地址映射

反向映射的目标是：给定一个物理页，快速找到所有映射了该页的虚拟地址（即页表项），即快速定位所有映射到某个物理页的虚拟地址和进程。。

正向映射：虚拟地址 → 物理页帧（通过页表实现）
正向映射即内存映射，即从虚拟内存到物理内存的映射。

反向映射：物理页帧 → 所有映射它的虚拟地址
反向映射在已知物理页面(page frame，可能是PFN、可能是指向page descriptor的指针，也可能是物理地址，内核有各种宏定义用于在它们之间进行转换)的情况下，找到映射该物理页面的虚拟地址。
由于一个page frame可以在多个进程之间共享，因此反向映射的任务是把分散在各个进程地址空间中的所有的page table entry全部找出来。

如下图所示：

关键应用场景：
页面回收（回收前需解除所有映射）
内存迁移（迁移前需更新所有页表项）
透明大页分裂（THP split）
NUMA 平衡

比如内存回收：当发生内存回收时，通过反向映射技术在inactive lru中很容易获得物理内存页面并找到所有映射关系进行解映射。

二、struct page

struct page {union {struct {	/* Page cache and anonymous pages *//* See page-flags.h for PAGE_MAPPING_FLAGS */struct address_space *mapping;  //file page cachepgoff_t index;		/* Our offset within mapping. */};}union {		/* This union is 4 bytes in size. *//** If the page can be mapped to userspace, encodes the number* of times this page is referenced by a page table.*/atomic_t _mapcount;};
}

物理页面描述符struct page中与反向映射有关的两个关键成员是mapping和__mapcount：
（1）mapping：字段 mapping 用于区分匿名页面和基于文件映射的页面，如果该字段的最低位被置位了，那么该字段包含的是指向 anon_vma 结构（用于匿名页面）的指针；否则，该字段包含指向 address_space 结构的指针（用于基于文件映射的页面）。

mapping：表示页面所指向的地址空间。内核中的地址空间通常有两个不同的地址空间，—个用于文件映射页面，如在读取文件时，地址空间用于将文件的内容数据与装载数据的存储介质区关联起来；另—个用于匿名映射。内核使用一个简单直接的方式实现了“一个指针，两种用途”，mapping成员的最低两位用于判断是否指向匿名映射或KSM页面的地址空间。如果指向匿名页面，那么mapping成员指向匿名页面的地址空间数据结构anon_vma。

mapping等于NULL，表示该page frame不再内存中，而是被swap out到磁盘去了。
mapping不为NULL，且第一位置位，该页为匿名页，mapping指向ano_vma结构。
mapping不为NULL，且第一位为0，该页为文件页，mapping指向address_space结构。

（2）index成员指向了该page在整个vm_area_struct中的偏移。

（3）__mapcount：_mapcount表示共享该物理页面的页表现数目，即有多少个进程页表的pte映射到该物理页面。该值初始值为-1，每增减一个pte映射该值+1
即该 page 映射了多少个进程的虚拟内存空间，一个 page 可以被多个进程映射。

2.1 mapping 字段

mapping 字段的双重用途：
struct page 中的 mapping 字段是一个联合体（union），它有两种用途：
对于文件映射页（file-backed pages），它指向文件的 address_space 结构体。
对于匿名页，它包含一个指向 anon_vma 结构体的指针，以及一些标志位。

// v5.15/source/include/linux/page-flags.h/** On an anonymous page mapped into a user virtual memory area,* page->mapping points to its anon_vma, not to a struct address_space;* with the PAGE_MAPPING_ANON bit set to distinguish it.  See rmap.h.** On an anonymous page in a VM_MERGEABLE area, if CONFIG_KSM is enabled,* the PAGE_MAPPING_MOVABLE bit may be set along with the PAGE_MAPPING_ANON* bit; and then page->mapping points, not to an anon_vma, but to a private* structure which KSM associates with that merged page.  See ksm.h.** PAGE_MAPPING_KSM without PAGE_MAPPING_ANON is used for non-lru movable* page and then page->mapping points a struct address_space.** Please note that, confusingly, "page_mapping" refers to the inode* address_space which maps the page from disk; whereas "page_mapped"* refers to user virtual address space into which the page is mapped.*/
#define PAGE_MAPPING_ANON	0x1
#define PAGE_MAPPING_MOVABLE	0x2
#define PAGE_MAPPING_KSM	(PAGE_MAPPING_ANON | PAGE_MAPPING_MOVABLE)
#define PAGE_MAPPING_FLAGS	(PAGE_MAPPING_ANON | PAGE_MAPPING_MOVABLE)

在 Linux 内核中，struct page 的 mapping 字段是一个巧妙的设计，它通过指针与标志位复用的方式来高效存储不同类型的映射信息：
对于文件映射页：mapping 直接指向文件的 struct address_space
对于匿名页：mapping 低几位存储标志位（如 PAGE_MAPPING_ANON），剩余高位存储 struct anon_vma 的指针。
这种设计允许内核通过简单的位运算同时存储类型信息和指针，无需额外字段，节省了内存空间。

这种指针与标志位复用的设计主要出于两个目的：
节省内存：内核中 struct page 实例数量庞大（通常数百万个），每个实例节省几个字节就能显著减少内存占用
提高性能：通过位运算直接提取信息，避免了条件判断和函数调用的开销

这种设计依赖于两个重要前提：
地址对齐：现代系统的内存地址通常是按页对齐的（例如 4KB 对齐），这意味着指针的低几位总是 0（例如 4KB 对齐时，低 12 位为 0）
标志位占用低位：内核利用了指针低几位永远为 0 的特性，将标志位存储在这些空闲位中
通过这种方式，内核在不使用额外内存的情况下，实现了类型信息与指针的共存。

struct page 的 mapping 字段在页缓存（Page Cache）和匿名页（Anonymous Pages）中的双重作用：

2.1.1 页缓存（Page Cache）

struct address_space是用于管理文件系统中的文件页缓存（page cache）：

struct address_space *page_mapping(struct page *page)
{struct address_space *mapping;//获取复合页（compound page）的头页page = compound_head(page);......//匿名页过滤mapping = page->mapping;if ((unsigned long)mapping & PAGE_MAPPING_ANON)return NULL;//清除低2位标志（PAGE_MAPPING_FLAGS = 0x3）return (void *)((unsigned long)mapping & ~PAGE_MAPPING_FLAGS);
}
EXPORT_SYMBOL(page_mapping);

page_mapping() 用于安全获取与 struct page 关联的 address_space 指针，主要服务于：
文件系统页缓存管理
页面回收（page reclaim）
内存迁移（migration）
反向映射（reverse mapping）

2.1.2 匿名页（Anonymous Pages）

static inline void *__page_rmapping(struct page *page)
{unsigned long mapping;mapping = (unsigned long)page->mapping;//先对 PAGE_MAPPING_FLAGS 取反（得到一个高地址部分全为 1，标志位部分全为 0 的掩码）//然后将这个掩码与 mapping 进行按位与操作，从而清除标志位，只保留高地址部分的指针值//对于匿名页：低几位存储标志位，高地址部分存储 anon_vma 结构体指针mapping &= ~PAGE_MAPPING_FLAGS;//返回anon_vma 结构体（对于匿名页）return (void *)mapping;
}struct anon_vma *page_anon_vma(struct page *page)
{unsigned long mapping;// 1. 处理复合页（compound page）的情况// 复合页是由多个连续物理页组成的大页，这里获取其头部页page = compound_head(page);// 2. 获取 page 结构体中的 mapping 字段并转换为无符号长整型mapping = (unsigned long)page->mapping;// 3. 检查 mapping 字段的标志位，判断是否为匿名页if ((mapping & PAGE_MAPPING_FLAGS) != PAGE_MAPPING_ANON)return NULL;// 4. 如果是匿名页，则调用 __page_rmapping() 获取其 anon_vma 指针return __page_rmapping(page);
}

（1）复合页处理 (compound_head())
Linux 内核支持将多个连续的物理页合并为一个 “复合页”（Compound Page），用于支持大页（Huge Pages）等特性。每个复合页有一个 “头部页”（head page）和多个 “尾部页”（tail pages），只有头部页包含完整的元数据。compound_head() 函数用于获取复合页的头部页。

（2）mapping 字段的双重用途：
struct page 中的 mapping 字段是一个联合体（union），它有两种可能的用途：
对于文件映射页（file-backed pages），它指向文件的 address_space 结构体
对于匿名页，它包含一个指向 anon_vma 结构体的指针。

通过将 mapping 转换为无符号长整型并与 PAGE_MAPPING_FLAGS 掩码进行按位与操作，可以提取出标志位，从而判断该页是否为匿名页。

标志位检查 (PAGE_MAPPING_ANON)
PAGE_MAPPING_FLAGS 是一个预定义的掩码，用于提取 mapping 字段中的标志位部分。PAGE_MAPPING_ANON 是一个特定的标志值，表示该页是匿名页。如果标志位匹配，则说明该页是匿名页，可以继续处理；否则返回 NULL。

（3）标志位检查 (PAGE_MAPPING_ANON)
PAGE_MAPPING_FLAGS 是一个预定义的掩码，用于提取 mapping 字段中的标志位部分。PAGE_MAPPING_ANON 是一个特定的标志值，表示该页是匿名页。如果标志位匹配，则说明该页是匿名页，可以继续处理；否则返回 NULL。

（4）获取反向映射数据结构 (__page_rmapping())
如果确认是匿名页，则调用 __page_rmapping() 函数来获取该页的 anon_vma 指针。这个函数通常会通过一些内部机制（如指针运算或间接查找）从 mapping 字段中提取出实际的 anon_vma 结构体地址。

page_anon_vma() 用于安全获取与匿名页关联的 anon_vma 结构指针，主要服务于：
反向映射（RMAP）操作
页面回收时的匿名页处理
COW（Copy-On-Write）机制
KSM（Kernel Samepage Merging）

	if (PageAnon(page)) {struct anon_vma *page__anon_vma = page_anon_vma(page);}

三、匿名页反向映射

3.1 相关结构体

3.1.1 struct vm_area_struct

// v5.15/source/include/linux/mm_types.hstruct vm_area_struct {/** A file's MAP_PRIVATE vma can be in both i_mmap tree and anon_vma* list, after a COW of one of the file pages.	A MAP_SHARED vma* can only be in the i_mmap tree.  An anonymous MAP_PRIVATE, stack* or brk vma (with NULL file) can only be in an anon_vma list.*/struct list_head anon_vma_chain; /* Serialized by mmap_lock &* page_table_lock */struct anon_vma *anon_vma;	/* Serialized by page_table_lock */
}

anon_vma_chain通过链表链接了vma。
vma则会有指针指向自己的anon_vma。

内核在匿名页面创建需要建立反向映射的钩子，即建立相关的数据结构。有两个重要的数据结构：struct anon_vma 和 struct anon_vma_chain。

3.1.2 struct anon_vma

// v5.15/source/include/linux/rmap.h/** The anon_vma heads a list of private "related" vmas, to scan if* an anonymous page pointing to this anon_vma needs to be unmapped:* the vmas on the list will be related by forking, or by splitting.** Since vmas come and go as they are split and merged (particularly* in mprotect), the mapping field of an anonymous page cannot point* directly to a vma: instead it points to an anon_vma, on whose list* the related vmas can be easily linked or unlinked.** After unlinking the last vma on the list, we must garbage collect* the anon_vma object itself: we're guaranteed no page can be* pointing to this anon_vma once its vma list is empty.*/
struct anon_vma {struct anon_vma *root;		/* Root of this anon_vma tree */......struct anon_vma *parent;	/* Parent of this anon_vma */....../* Interval tree of private "related" vmas */struct rb_root_cached rb_root;
};

struct anon_vma：匿名线性区描述符，每个匿名vma都会有一个这个结构。

page数据结构中的mapping成员指向匿名页面的anon_vma数据结构。

对于一个页框，若该页为匿名页，则其struct page中的mapping指向 anon_vma。

anon_vma结构体用于管理匿名页对应的所有VMAs：
匿名页找到对应的anon_vma，然后再遍历AV的rb_root查询到该页框所有的anon_vma_chain，然后通过anon_vma_chain获取对应的VMA。

anon_vma为匿名页提供一个 “映射集合” 管理单元，每个匿名页通过 page->mapping 关联到一个 AV。内部通过 rb_root 红黑树存储所有与该匿名页相关的 AVC 节点，实现对多进程映射关系的快速插入、删除和查询。

anon_vma 是匿名页反向映射的核心数据结构，主要解决：
匿名页生命周期管理：跟踪所有映射同一物理页的 VMA（Virtual Memory Area）
COW (Copy-On-Write) 优化：在 fork/mprotect 时高效复制映射关系
内存回收支持：快速找到所有映射页面的进程，以便解除映射或迁移

3.1.3 struct anon_vma_chain

// v5.15/source/include/linux/rmap.h/** The copy-on-write semantics of fork mean that an anon_vma* can become associated with multiple processes. Furthermore,* each child process will have its own anon_vma, where new* pages for that process are instantiated.** This structure allows us to find the anon_vmas associated* with a VMA, or the VMAs associated with an anon_vma.* The "same_vma" list contains the anon_vma_chains linking* all the anon_vmas associated with this VMA.* The "rb" field indexes on an interval tree the anon_vma_chains* which link all the VMAs associated with this anon_vma.*/
struct anon_vma_chain {struct vm_area_struct *vma;struct anon_vma *anon_vma;struct list_head same_vma;   /* locked by mmap_lock & page_table_lock */struct rb_node rb;			/* locked by anon_vma->rwsem */......
};

anon_vma_chain 是连接虚拟内存区域（VMA）和匿名页反向映射结构（anon_vma）的桥梁。

通过same_vma链表节点，将anon_vma_chain添加到vma->anon_vma_chain链表中；
same_vma 中存储的 anon_vma_chain 对应的 VMA 全都是一样的，链表结构 same_vma 存储了进程相应虚拟内存区域 VMA 中所包含的所有匿名页。
即所有指向相同VMA的 anon_vma_chain 会被链接到一个链表中，链表头就是VMA的anon_vma_chain成员。

通过rb红黑树节点，将anon_vma_chain添加到anon_vma->rb_root的红黑树中；
列表元素 anon_vma_chain 中的 anon_vma 是不一样的。
而一个anon_vma 会管理若干的anon_vma_chain （及管理若干的VMA），所有相关的anon_vma_chain （即VMA（其子进程或者孙进程））都挂入红黑树，根节点就是anon_vma 的rb_root成员。
每个 anon_vma_chain 对应一个映射该物理页的 VMA。

代码如下所示：

static void anon_vma_chain_link(struct vm_area_struct *vma,struct anon_vma_chain *avc,struct anon_vma *anon_vma)
{avc->vma = vma;				// AVC 指向所属 VMAavc->anon_vma = anon_vma;		// AVC 指向所属 anon_vmalist_add(&avc->same_vma, &vma->anon_vma_chain);		//加入 VMA 的链表anon_vma_interval_tree_insert(avc, &anon_vma->rb_root);  //插入 anon_vma 的红黑树
}

如下图所示：


页框与page结构对应，page结构中的mapping字段指向anon_vma，从而可以通过RMAP机制去找到与之关联的VMA；

page找到VMA的路径一般如下：page->anon_vma->anon_vma_chain->vm_area_struct，其中anon_vma_chain起到桥梁作用，至于为何需要anon_vma_chain，主要考虑当父进程和多个子进程同时拥有共同的page时的查询效率。

作为 AV 与 vma 之间的 “桥梁”，每个 AVC 同时关联一个 AV 和一个 vma：
通过 avc->anon_vma 指向所属的 AV；
通过 avc->vma 指向对应的虚拟内存区域（vma）。

同时，vma 会通过 vma->anon_vma_chain 维护一个 AVC 链表：同一 vma 可能映射多个匿名页，因此会关联多个 AVC，这些 AVC 以链表形式串联，便于 vma 快速遍历自身关联的所有 AV。

3.2 匿名页反向映射全流程

关键数据结构关系：

struct page {union {struct {	/* Page cache and anonymous pages */struct address_space *mapping;  	//file page cache//struct anon_vma *anon_vma;      	// anonymous pages（带PAGE_MAPPING_ANON标记）pgoff_t index;						/* Our offset within mapping. */};}
}struct vm_area_struct {struct list_head anon_vma_chain;   		//通过链表链接该VMA中所包含的所有anon_vma_chainstruct anon_vma *anon_vma;				//指向自己所属的anon_vma数据结构
}struct anon_vma {struct anon_vma *root;		/* Root of this anon_vma tree */struct anon_vma *parent;	/* Parent of this anon_vma *//* Interval tree of private "related" vmas */struct rb_root_cached rb_root;    // 红黑树管理anon_vma_chain
};struct anon_vma_chain {struct vm_area_struct *vma;   // 指向自己所属的关联的进程虚拟内存空间struct anon_vma *anon_vma;    // 指向自己所属的anon_vma数据结构struct list_head same_vma;    //链表节点，通常把anon_vma_chain添加到vma->anon_vma_chain链表中struct rb_node rb;			 //红黑树节点，通常把anon_vma_chain添加到anon_vma->rb_root的红黑树
};

（1） 物理页到struct page

// 通过PFN获取page
struct page *pfn_to_page(unsigned long pfn) 

（2）获取anon_vma

struct anon_vma *anon_vma = page_anon_vma(page);
static inline struct anon_vma *page_anon_vma(struct page *page)
{if (((unsigned long)page->mapping & PAGE_MAPPING_ANON) == 0)return NULL;return (struct anon_vma *)(page->mapping & ~PAGE_MAPPING_FLAGS);
}

（3）遍历红黑树anon_vma_chain，然后获取vm_area_struct。

anon_vma_lock_read(anon_vma);  // 加读锁
struct anon_vma_chain *avc;
struct rb_node *rb_node;
for (rb_node = rb_first_cached(&anon_vma->rb_root); rb_node; rb_node = rb_next(rb_node)) {avc = rb_entry(rb_node, struct anon_vma_chain, rb);vma = avc->vma;// 计算虚拟地址unsigned long vaddr = vma->vm_start + (page->index << PAGE_SHIFT);struct task_struct *task = vma->vm_mm->owner;pid_t pid = task_pid_nr(task);// 处理映射关系（我们自定义逻辑）handle_mapping(vma, pid, vaddr);
}
anon_vma_unlock_read(anon_vma);  // 释放锁

（1）通过物理地址获取物理页描述符 struct page
物理内存被划分为固定大小的页框（如 4KB），每个页框由 struct page 结构体描述，包含页的状态、映射关系等核心信息。
获取方式：通过物理地址计算页框号（pfn = phys_addr >> PAGE_SHIFT），再通过 pfn_to_page(pfn) 宏将页框号转换为 struct page 指针。
作用：struct page 是连接物理页与虚拟地址映射的枢纽，其成员 mapping 和 index 是反向映射的关键。

（2）利用 page->mapping 获取匿名映射数据（anon_vma）
对于匿名页（如进程堆、栈等无文件关联的内存），page->mapping 指向 struct anon_vma 结构体（简称 AV），而非文件映射中的 address_space。
struct anon_vma 的核心作用：管理所有映射了该匿名页的虚拟内存区域（vma），通过红黑树组织这些映射关系，实现高效查找。
关键成员：rb_root（红黑树的根节点），用于存储 struct anon_vma_chain（简称 AVC）节点，每个 AVC 对应一个 vma 与匿名页的映射关系。

（3）遍历 anon_vma->rb_root 红黑树，处理每个 anon_vma_chain（AVC）
红黑树 anon_vma->rb_root 中的每个节点是 struct anon_vma_chain（AVC），它是连接 anon_vma 与 vma 的桥梁。

解析 anon_vma_chain（AVC）数据
struct anon_vma_chain 包含两个核心成员：
vma：指向映射该匿名页的 struct vm_area_struct（VMA），即进程的虚拟内存区域（描述虚拟地址范围、权限等）。
rb_node：红黑树节点，用于将 AVC 链接到 anon_vma 的红黑树中。

通过遍历红黑树的每个 AVC 节点，可执行以下操作：
获取 VMA 与虚拟地址：
利用 AVC->vma 得到对应的 VMA，VMA 中包含虚拟地址范围（vm_start、vm_end）和所属进程（vma->vm_mm->owner，即 task_struct）。

结合 page->index 计算该物理页在 VMA 中的虚拟地址：vaddr = vma->vm_start + (page->index << PAGE_SHIFT)。
其中 page->index 是该物理页在 VMA 中的偏移量（以页为单位）。

获取进程 PID：通过 vma->vm_mm->owner->pid 从 VMA 所属的内存描述符（mm_struct）中获取进程 PID。

（4）遍历结果：获取所有映射该物理页的进程与虚拟地址
通过遍历 anon_vma 的红黑树，处理每个 AVC 节点，最终可收集到：
所有映射该匿名页的进程 PID（通过 vma->vm_mm->owner）。
每个进程中对应的虚拟地址（通过 vma->vm_start + page->index * PAGE_SIZE）。
对应的 VMA 信息（如虚拟地址范围、访问权限等）。

总结：匿名页反向映射的核心逻辑
匿名页的反向映射通过 物理页（page）→ 匿名映射管理（anon_vma）→ 映射链（anon_vma_chain）→ 虚拟内存区域（vma）→ 进程（task_struct） 的链路，实现了从物理页到所有映射它的虚拟地址及进程的追踪。

如下图所示：

图片来源：https://blog.csdn.net/u010923083/article/details/116456497

3.3 匿名页反向映射的建立

3.3.1 进程内存分配产生匿名页面

进程为自己的进程地址空间VMA分配物理内存时，通常会产生匿名页面。例如：

malloc() → 用户进程写内存 → 内核发生缺页异常 → do_anonymous_page()

用户态进程访问虚拟内存的时候，发现没有映射到物理内存，页表也没有创建过，才触发缺页异常。进入内核调用 do_page_fault，一直调用到 __handle_mm_fault，既然原来没有创建过页表，于是，__handle_mm_fault 调用 pud_alloc 和 pmd_alloc，来创建相应的页目录项，最后调用 handle_pte_fault 来创建页表项。

do_page_fault()-->__handle_mm_fault()-->handle_pte_fault ()-->do_anonymous_page()

handle_pte_fault()
{//如果 PTE，也就是页表项，从来没有出现过，那就是新映射的页if (!vmf->pte) {//如果是匿名页，应该映射到一个物理内存页，调用 do_anonymous_pageif (vma_is_anonymous(vmf->vma))return do_anonymous_page(vmf);
}

static vm_fault_t do_anonymous_page(struct vm_fault *vmf)
{struct vm_area_struct *vma = vmf->vma;struct page *page;/* Allocate our own private page. */anon_vma_prepare(vma)page = alloc_zeroed_user_highpage_movable(vma, vmf->address);page_add_new_anon_rmap(page, vma, vmf->address, false);
}

3.3.1.1 anon_vma_prepare

static inline int anon_vma_prepare(struct vm_area_struct *vma)
{if (likely(vma->anon_vma))return 0;return __anon_vma_prepare(vma);
}

/*** __anon_vma_prepare - attach an anon_vma to a memory region* @vma: the memory region in question** This makes sure the memory mapping described by 'vma' has* an 'anon_vma' attached to it, so that we can associate the* anonymous pages mapped into it with that anon_vma.** The common case will be that we already have one, which* is handled inline by anon_vma_prepare(). But if* not we either need to find an adjacent mapping that we* can re-use the anon_vma from (very common when the only* reason for splitting a vma has been mprotect()), or we* allocate a new one.** Anon-vma allocations are very subtle, because we may have* optimistically looked up an anon_vma in page_lock_anon_vma_read()* and that may actually touch the rwsem even in the newly* allocated vma (it depends on RCU to make sure that the* anon_vma isn't actually destroyed).** As a result, we need to do proper anon_vma locking even* for the new allocation. At the same time, we do not want* to do any locking for the common case of already having* an anon_vma.** This must be called with the mmap_lock held for reading.*/
int __anon_vma_prepare(struct vm_area_struct *vma)
{struct mm_struct *mm = vma->vm_mm;struct anon_vma *anon_vma, *allocated;struct anon_vma_chain *avc;//1. 分配 AVC 结构avc = anon_vma_chain_alloc(GFP_KERNEL);if (!avc)goto out_enomem;//2. 查找可合并的 anon_vmaanon_vma = find_mergeable_anon_vma(vma);allocated = NULL;if (!anon_vma) {//若找不到可复用的 AV，则分配一个新的 anon_vma 结构。anon_vma = anon_vma_alloc();}//3. 锁定并设置 VMA 的 anon_vmaanon_vma_lock_write(anon_vma);/* page_table_lock to protect against threads */spin_lock(&mm->page_table_lock);if (likely(!vma->anon_vma)) {vma->anon_vma = anon_vma;//将 AVC 同时加入 VMA 的链表和 AV 的红黑树。anon_vma_chain_link(vma, avc, anon_vma);/* vma reference or self-parent link for new root */anon_vma->degree++;allocated = NULL;avc = NULL;}return 0;
}

__anon_vma_prepare函数的作用是确保一个虚拟内存区域（VMA, vm_area_struct）关联到一个 anon_vma 结构，用于管理匿名页（Anonymous Pages）的逆向映射（Reverse Mapping）。

为给定的 VMA 准备 anon_vma 结构，确保后续分配的匿名页能够正确建立反向映射关系。

（1）分配 AVC 结构

avc = anon_vma_chain_alloc(GFP_KERNEL);
if (!avc)goto out_enomem;

static inline struct anon_vma_chain *anon_vma_chain_alloc(gfp_t gfp)
{return kmem_cache_alloc(anon_vma_chain_cachep, gfp);
}

分配一个 anon_vma_chain 结构，用于后续连接 VMA 和 AV。

（2）查找可合并的 anon_vma

anon_vma = find_mergeable_anon_vma(vma);
allocated = NULL;
if (!anon_vma) {anon_vma = anon_vma_alloc();if (unlikely(!anon_vma))goto out_enomem_free_avc;allocated = anon_vma;
}

a：find_mergeable_anon_vma(vma)：尝试查找相邻 VMA 中可复用的 anon_vma（例如因 mprotect() 分割的 VMA 可能共享同一个 AV）。

/** find_mergeable_anon_vma is used by anon_vma_prepare, to check* neighbouring vmas for a suitable anon_vma, before it goes off* to allocate a new anon_vma.  It checks because a repetitive* sequence of mprotects and faults may otherwise lead to distinct* anon_vmas being allocated, preventing vma merge in subsequent* mprotect.*/
struct anon_vma *find_mergeable_anon_vma(struct vm_area_struct *vma)
{struct anon_vma *anon_vma = NULL;/* Try next first. *///优先检查后向相邻 VMA（vm_next）if (vma->vm_next) {//：判断该相邻 VMA 的 anon_vma 是否可以复用。anon_vma = reusable_anon_vma(vma->vm_next, vma, vma->vm_next);if (anon_vma)return anon_vma;}/* Try prev next. *///检查前向相邻 VMA（vm_prev）if (vma->vm_prev)//检查前一个 VMA 的 anon_vma 是否可以复用。anon_vma = reusable_anon_vma(vma->vm_prev, vma->vm_prev, vma);/** We might reach here with anon_vma == NULL if we can't find* any reusable anon_vma.* There's no absolute need to look only at touching neighbours:* we could search further afield for "compatible" anon_vmas.* But it would probably just be a waste of time searching,* or lead to too many vmas hanging off the same anon_vma.* We're trying to allow mprotect remerging later on,* not trying to minimize memory used for anon_vmas.*/return anon_vma;
}

该函数用于在分配新的 anon_vma 之前，检查当前 VMA（vm_area_struct）的相邻 VMA，看看是否可以复用它们关联的 anon_vma。

此vma能与前后的vma进行合并，系统就不会为此vma创建anon_vma，而是这两个vma共用一个anon_vma，但是会创建一个anon_vma_chain，如下：

图片来自于：https://www.cnblogs.com/tolimit/p/5398552.html

这种情况，如果新的vma能够与前后相似vma进行合并，则不会为这个新的vma创建anon_vma结构，而是将此新的vma的anon_vma指向能够合并的那个vma的anon_vma。不过内核会为这个新的vma建立一个anon_vma_chain，链入这个新的vma中，并加入到新的vma所指的anon_vma的红黑树中。在这种情况中，匿名页的反向映射就能够找到新的vma。

为什么优先检查 vm_next？
内存局部性：在大多数情况下，mprotect 或 mmap 操作更倾向于向后扩展内存，因此 vm_next 更有可能共享相同的 anon_vma。

anon_vma 复用条件：
两个 VMA 必须属于同一个进程（mm_struct）。
它们的 anon_vma 必须未被其他进程共享（否则需要 COW 处理）。

static struct anon_vma *reusable_anon_vma(struct vm_area_struct *old, struct vm_area_struct *a, struct vm_area_struct *b)
{//检查两个VMA（a和b）是否兼容。if (anon_vma_compatible(a, b)) {struct anon_vma *anon_vma = READ_ONCE(old->anon_vma);//检查anon_vma是否可复用if (anon_vma && list_is_singular(&old->anon_vma_chain))return anon_vma;}return NULL;
}

该函数用于检查给定的VMA（old）的anon_vma是否可以安全地被新的VMA（a或b）复用，以避免不必要的anon_vma分配。

list_is_singular(&old->anon_vma_chain)：检查old的anon_vma_chain是否只包含一个节点。
意义：如果anon_vma_chain是单例（singular），说明old的anon_vma未被其他进程共享（即未经过fork），可以安全复用。

避免共享anon_vma的复杂情况：
如果anon_vma_chain包含多个节点，说明anon_vma已被多个进程共享（例如通过fork）。
这种情况下复用anon_vma可能导致写时复制（COW）问题，因此必须分配新的anon_vma。

b：若找不到可复用的 AV，则分配一个新的 anon_vma 结构。

static inline struct anon_vma *anon_vma_alloc(void)
{struct anon_vma *anon_vma;anon_vma = kmem_cache_alloc(anon_vma_cachep, GFP_KERNEL);if (anon_vma) {atomic_set(&anon_vma->refcount, 1);anon_vma->degree = 1;	/* Reference for first vma */anon_vma->parent = anon_vma;/** Initialise the anon_vma root to point to itself. If called* from fork, the root will be reset to the parents anon_vma.*/anon_vma->root = anon_vma;}return anon_vma;
}

图片来自于：https://www.cnblogs.com/tolimit/p/5398552.html

之后再次访问此vma中不属于已经映射好的页的其他地址时，就不需要再次为此vma创建anon_vma和anon_vma_chain结构了。

（3）锁定并设置 VMA 的 anon_vma

anon_vma_lock_write(anon_vma);
spin_lock(&mm->page_table_lock);
if (likely(!vma->anon_vma)) {vma->anon_vma = anon_vma;anon_vma_chain_link(vma, avc, anon_vma);anon_vma->degree++;allocated = NULL;avc = NULL;
}
spin_unlock(&mm->page_table_lock);
anon_vma_unlock_write(anon_vma);

设置逻辑：
若 VMA 尚未关联 AV（vma->anon_vma == NULL），则：
将新 AV 赋值给 vma->anon_vma。
通过 anon_vma_chain_link() 将 AVC 同时加入 VMA 的链表和 AV 的红黑树。
增加 AV 的引用计数 degree，表示有新的 VMA 关联到该 AV。

3.3.1.2 alloc_zeroed_user_highpage_movable

// v5.15/source/arch/x86/include/asm/page.h#define alloc_zeroed_user_highpage_movable(vma, vaddr) \alloc_page_vma(GFP_HIGHUSER_MOVABLE | __GFP_ZERO, vma, vaddr)

物理页分配：分配一个用户态物理页，从伙伴系统中申请一个匿名页，并初始化为全零。

3.3.1.3 page_add_new_anon_rmap

/*** page_add_new_anon_rmap - add pte mapping to a new anonymous page* @page:	the page to add the mapping to* @vma:	the vm area in which the mapping is added* @address:	the user virtual address mapped* @compound:	charge the page as compound or small page** Same as page_add_anon_rmap but must only be called on *new* pages.* This means the inc-and-test can be bypassed.* Page does not have to be locked.*/
void page_add_new_anon_rmap(struct page *page,struct vm_area_struct *vma, unsigned long address, bool compound)
{//如果是复合页（Compound Page，如THP），计算子页数量；否则为1。int nr = compound ? thp_nr_pages(page) : 1;//标记页面为SwapBacked__SetPageSwapBacked(page);if (compound) {/* increment count (starts at -1) */atomic_set(compound_mapcount_ptr(page), 0);} else {// 普通页处理/* increment count (starts at -1) */atomic_set(&page->_mapcount, 0);}//更新匿名页统计__mod_lruvec_page_state(page, NR_ANON_MAPPED, nr);//设置匿名页反向映射__page_set_anon_rmap(page, vma, address, 1);
}

该函数用于将新分配的匿名页添加到反向映射（Reverse Mapping, RMAP）系统中，是匿名页内存管理的核心操作之一。其主要作用：
建立反向映射：关联匿名页与对应的VMA（虚拟内存区域）。
更新计数状态：维护页的_mapcount、LRU状态等。
支持大页（THP）：透明大页的特殊处理。

（1）标记页为交换支持（Swap-Backed）

__SetPageSwapBacked(page);

标记该物理页为 “可交换”（swap-backed），即可以被交换到磁盘。
匿名页默认支持交换，与文件映射页（如 mmap 的文件）区分开来。

（2）建立反向映射关系

__page_set_anon_rmap(page, vma, address, 1);

核心操作：调用 __page_set_anon_rmap 建立物理页与 VMA 的反向映射关系：
设置 page->mapping 指向 VMA 的 anon_vma（AV）。
设置 page->index 为虚拟地址在 VMA 中的偏移量（以页为单位）。
将物理页添加到 AV 的红黑树中（通过 anon_vma_chain），使该物理页与 VMA 关联。

（3）为什么_mapcount初始值为-1？
-1：表示页未被映射。
0：表示被1个进程映射。
N：被N+1个进程映射（如共享内存）。

__page_set_anon_rmap

/*** __page_set_anon_rmap - set up new anonymous rmap* @page:	Page or Hugepage to add to rmap* @vma:	VM area to add page to.* @address:	User virtual address of the mapping	* @exclusive:	the page is exclusively owned by the current process*/
static void __page_set_anon_rmap(struct page *page,struct vm_area_struct *vma, unsigned long address, int exclusive)
{//获取 VMA 的匿名内存映射对象（anon_vma）struct anon_vma *anon_vma = vma->anon_vma;BUG_ON(!anon_vma);//如果页面已经是匿名页面，则直接返回if (PageAnon(page))return;/** If the page isn't exclusively mapped into this vma,* we must use the _oldest_ possible anon_vma for the* page mapping!*///1（独占）：新分配的匿名页，仅属于当前进程（如do_anonymous_page分配的页）。if (!exclusive)//0（共享）：页可能被多个进程共享（如fork后的COW页），需使用anon_vma层次结构的根节点（root）统一管理。anon_vma = anon_vma->root;/** page_idle does a lockless/optimistic rmap scan on page->mapping.* Make sure the compiler doesn't split the stores of anon_vma and* the PAGE_MAPPING_ANON type identifier, otherwise the rmap code* could mistake the mapping for a struct address_space and crash.*///设置匿名页标识//通过将指针值加上PAGE_MAPPING_ANON（为0x1），利用指针的最低有效位作为标记位。//这样mapping字段既能存储anon_vma地址，又能标识页类型（匿名页 vs. 文件页）。anon_vma = (void *) anon_vma + PAGE_MAPPING_ANON;WRITE_ONCE(page->mapping, (struct address_space *) anon_vma);//计算虚拟地址在VMA中的线性页偏移page->index = linear_page_index(vma, address);
}

该函数是匿名页反向映射（Reverse Mapping, RMAP）的核心底层实现，负责将匿名页与对应的虚拟内存区域（VMA）关联起来。其核心功能包括：
设置匿名页标识：通过mapping字段标记页面为匿名页（PAGE_MAPPING_ANON）。
关联anon_vma：将页面的mapping指向VMA所属的anon_vma结构。
记录虚拟地址偏移：通过index字段保存地址在VMA中的位置。

内存屏障的重要性：
代码注释中提到的 page_idle 函数会通过 page->mapping 进行无锁的乐观反向映射扫描
通过 WRITE_ONCE 和特殊指针标记，确保对 page->mapping 的写入是原子的，防止其他代码误判

共享页面的处理：
当页面被多个进程共享时（non-exclusive），使用 anon_vma->root 确保所有进程都能通过根对象找到这个页面
这是处理共享匿名内存（如 fork 后的父子进程共享内存）的关键机制

特殊指针标记：
将 PAGE_MAPPING_ANON 作为指针偏移量，创建一个特殊的 struct address_space* 指针
这种设计允许内核通过检查指针值来区分不同类型的映射（文件映射 vs 匿名映射）

static inline pgoff_t linear_page_index(struct vm_area_struct *vma,unsigned long address)
{pgoff_t pgoff;if (unlikely(is_vm_hugetlb_page(vma)))return linear_hugepage_index(vma, address);pgoff = (address - vma->vm_start) >> PAGE_SHIFT;pgoff += vma->vm_pgoff;return pgoff;
}

该函数用于计算给定虚拟地址 (address) 在虚拟内存区域 (vma) 中的线性页索引（pgoff_t 类型），即确定该地址在 VMA 所映射的文件或匿名内存中的页偏移量。

普通页面的页偏移量计算：

pgoff = (address - vma->vm_start) >> PAGE_SHIFT;
pgoff += vma->vm_pgoff;

计算虚拟地址相对于 VMA 起始地址的偏移量（address - vma->vm_start）
将字节偏移量右移 PAGE_SHIFT 位，转换为页偏移量（因为 PAGE_SHIFT 通常是 12，表示 4KB 页面）
将结果加上 VMA 的起始页偏移量（vma->vm_pgoff），得到最终的页索引。

vm_pgoff：表示 VMA 映射的文件或设备内存的起始页号（对匿名页通常为 0）。
如下图所示：

3.3.2 父进程fork子进程创建匿名页面

父进程通过fork系统调用创建子进程时，子进程会复制父进程的进程地址空间VMA数据结构作为自己的进程地址空间，并且会复制父进程的PTE页表项内容到子进程的页表中，实现父子进程共享页表。

多个不同子进程中的虚拟页面会同时映射到同一个物理页面，另外多个不相干进程虚拟页面也可以通过KSM机制映射到同一个物理页面。

四、文件页反向映射

4.1 文件页反向映射全流程

同匿名页一样，可能会有多个进程的VMA同时共享一个文件映射页。而进程文件页的反向映射是通过一个与文件相关的结构address_space来进行维护的。

文件页的反向映射通常通过mapping和index来关联到文件的页缓存。当内核需要找到某个物理页对应的文件时，可以通过mapping找到对应的address_space，然后通过index计算出该页在文件中的位置。

struct page {union {struct {	/* Page cache and anonymous pages *//* See page-flags.h for PAGE_MAPPING_FLAGS */struct address_space *mapping;  //file page cachepgoff_t index;		/* Our offset within mapping. */};}union {		/* This union is 4 bytes in size. *//** If the page can be mapped to userspace, encodes the number* of times this page is referenced by a page table.*/atomic_t _mapcount;};
}

page->index：表示该页在映射的文件中的偏移量（以页为单位，即page index）。注意， page->index是页偏移，而不是字节偏移。它表示该页在文件中的第几个页（从0开始）。

struct address_space {struct inode		*host;......struct rb_root_cached	i_mmap;
}

每个文件对应一个 address_space
i_mmap：区间树 (Interval Tree)，i_mmap 存储的是所有映射该文件的 vm_area_struct（VMA）结构。一个文件可能会被映射到多个进程的多个VMA中，所有的这些VMA都被挂入到i_mmap指向的区间树 (Interval Tree)中。

struct vm_area_struct {unsigned long vm_start;		/* Our start address within vm_mm. */......struct mm_struct *vm_mm;	/* The address space we belong to. */....../* Information about our backing store: */unsigned long vm_pgoff;		/* Offset (within vm_file) in PAGE_SIZE......
}

vma->vm_pgoff：表示该VMA（虚拟内存区域）在映射的文件中的起始页偏移（同样以页为单位）。即VMA映射的文件部分从文件的第vma->vm_pgoff页开始。

计算页在VMA中的页内偏移：对于给定的页，如果它属于这个VMA，那么它在VMA中的页内偏移为：page->index - vma->vm_pgoff。

计算虚拟地址：该页在VMA中的虚拟地址为：vma->vm_start + (page->index - vma->vm_pgoff) * PAGE_SIZE。

页表项（PTE）：有了虚拟地址（virtual address）和地址空间（vma->vm_mm），我们可以通过查询页表来找到对应的PTE。

当需要查找映射某个文件页的所有进程PTE时：

1. 通过page->mapping获取address_space。
2. 获取页在文件中的偏移pgoff = page->index。
3. 遍历address_space->i_mmap中的所有VMA（使用vma_interval_tree_foreach宏）。
4. 对于每个VMA，计算该页在VMA中的虚拟地址：address = vma->vm_start + ((pgoff - vma->vm_pgoff) << PAGE_SHIFT)。
5. 检查address是否在[vma->vm_start, vma->vm_end)之间。如果不是，跳过。
6. 如果地址有效，那么我们就得到了该页在进程地址空间中的虚拟地址，以及所属的mm_struct（即vma->vm_mm）。
7. 然后，通过该虚拟地址和mm_struct，我们可以查询页表找到PTE。

如下图所示：

获取页表项 (PTE)：
（1）确定文件内偏移
page->index: 文件内的页偏移（以页为单位）
vma->vm_pgoff: VMA 在文件中的起始页偏移

（2）计算 VMA 内的页偏移

vma_page_offset = page->index - vma->vm_pgoff

（3）计算虚拟地址

virtual_address = vma->vm_start + (vma_page_offset << PAGE_SHIFT)= vma->vm_start + (page->index - vma->vm_pgoff) * PAGE_SIZE

（4） 获取页表项 (PTE)

pte = lookup_pte(vma->vm_mm, virtual_address)

4.2 page_add_file_rmap

文件页反向映射通过page_add_file_rmap来完成：

/*** page_add_file_rmap - add pte mapping to a file page* @page: the page to add the mapping to* @compound: charge the page as compound or small page** The caller needs to hold the pte lock.*/
void page_add_file_rmap(struct page *page, bool compound)
{int i, nr = 1; // nr 用于记录需要增加统计的页数（通常是1，大页时可能更多）// 如果 compound 为 true，但 page 不是透明大页，则触发内核 BUG。VM_BUG_ON_PAGE(compound && !PageTransHuge(page), page);// 获取此页所属内存控制组（memcg）的锁，确保对 memcg 统计的修改是原子的。lock_page_memcg(page);// 如果 compound 为 true 且 page 确实是一个透明大页 (THP)if (compound && PageTransHuge(page)) {int nr_pages = thp_nr_pages(page); // 获取大页包含的页数（通常是 512 个 4KB 页）// 遍历大页中的每一个子页for (i = 0, nr = 0; i < nr_pages; i++) {// 增加子页的 _mapcount。如果增加前 _mapcount 是 -1（表示之前无映射），则 atomic_inc_and_test 返回 true。// nr 记录有多少个子页是从“无映射”状态变为“有映射”状态的。if (atomic_inc_and_test(&page[i]._mapcount))nr++;}// 增加大页的复合映射计数。如果增加后计数不为 0，说明之前已有映射，跳转到 out。if (!atomic_inc_and_test(compound_mapcount_ptr(page)))goto out;// 根据页是否被标记为可换出（SwapBacked），更新不同的 LRU 统计。// NR_SHMEM_PMDMAPPED: 共享内存大页映射数// NR_FILE_PMDMAPPED: 文件页大页映射数if (PageSwapBacked(page))__mod_lruvec_page_state(page, NR_SHMEM_PMDMAPPED, nr_pages);else__mod_lruvec_page_state(page, NR_FILE_PMDMAPPED, nr_pages);}// 【处理普通页或非 compound 情况】else {// 【处理复合页但非大页的情况】如果 page 是复合页（如普通大页）且有映射（page_mapping(page) 不为空）if (PageTransCompound(page) && page_mapping(page)) {struct page *head = compound_head(page); // 获取复合页的头页// 调试警告：如果子页被锁定但头页未被锁定，可能有问题。VM_WARN_ON_ONCE(!PageLocked(page));// 【关键标志】设置头页的 DoubleMap 标志。// 这个标志用于优化，表示该复合页被映射了，避免在某些操作（如 munmap）中重复遍历所有子页。SetPageDoubleMap(head);// 如果子页被 mlock 锁定，则清除头页的 mlock 标志（？ 这行逻辑可能需要结合上下文理解，通常 mlock 是针对整个复合页的）if (PageMlocked(page))clear_page_mlock(head);}// 【增加普通页的映射计数】// 如果增加后 _mapcount 不为 0，说明之前已有映射，跳转到 out。if (!atomic_inc_and_test(&page->_mapcount))goto out;// nr 保持为 1（初始值）}// 增加“已映射文件页”的全局统计。// 这里只在 _mapcount 从 -1 变为 0 时才增加（即从“无映射”到“首次有映射”）。// nr 的值在大页分支中可能大于 1，在普通页分支中为 1。__mod_lruvec_page_state(page, NR_FILE_MAPPED, nr);out:// 释放之前获取的 memcg 锁。unlock_page_memcg(page);
}

page_add_file_rmap 函数是 Linux 内核内存管理子系统中的一个核心函数。它的主要作用是增加一个文件页（file-backed page）的映射计数。

当一个进程通过 mmap 或其他方式将一个文件映射到其虚拟地址空间时，内核需要记录这个映射关系。page_add_file_rmap 就是在这个过程中被调用的，它会：
（1）增加 page->_mapcount：这个计数器记录了有多少个不同的虚拟地址（PTEs）映射到了这个物理页框。每次增加一个映射，这个计数就加一。
（2）更新内存统计信息：将该页计入全局的“已映射文件页”统计中（NR_FILE_MAPPED）。
（3）处理大页（THP）和特殊标志：对于透明大页（Transparent Huge Page, THP）或共享内存页，进行额外的计数和标志设置。

调用该函数时，调用者必须持有 PTE 锁（page table entry lock）。这是为了保证在修改页表项（PTE）和更新页的映射计数（_mapcount）这两个操作之间的原子性，防止竞态条件。

核心思想：维护物理页与虚拟地址映射关系的“引用计数”，以便在后续操作（如页面回收、写时复制）时，内核能知道这个页被多少个地方使用。

参考资料

Linux 5.15

https://www.cnblogs.com/LoyenWang/p/12164683.html
https://zhuanlan.zhihu.com/p/627558618
https://blog.csdn.net/u010923083/article/details/116456497
https://blog.csdn.net/u012489236/article/details/114734823
https://www.zhihu.com/question/60110786
http://www.wowotech.net/memory_management/reverse_mapping.html
https://zhuanlan.zhihu.com/p/564867734
https://www.cnblogs.com/arnoldlu/p/8335483.html