在i386 CPU将一个线性地址映射成物理地址的过程中，如果该地址的映射已经建立，但是发现相应页面表项或目录项中的P（present）标志位为0，则表明相应的物理页面不在内存中，从而无法完成本次内存访问。从理论上说，也许应该把这种情况称为受阻而不是失败，因为映射的关系毕竟已经建立，理应与尚未建立映射的情况有所区别，所以我们称为断开。但是，CPU的MMU硬件并不区分这两种不同的情况，只要P标志位为0就都认为是页面映射失败，CPU就会产生一次页面异常（page fault）。事实上，CPU在映射过程中首先看的就是页面表项或目录项中的P标志位。只要P标志位为0，其余各个位段的值就无意义了。至于当一个页面不在内存中时，还是因为映射尚未建立，乃是软件，也就是页面异常处理程序的事情。在越界访问的情景中，我们曾看到在函数handle_pte_fault中的开头几行：

do_page_fault=>handle_mm_fault=>handle_pte_fault

static inline int handle_pte_fault(struct mm_struct *mm,
	struct vm_area_struct * vma, unsigned long address,
	int write_access, pte_t * pte)
{
	pte_t entry;

	/*
	 * We need the page table lock to synchronize with kswapd
	 * and the SMP-safe atomic PTE updates.
	 */
	spin_lock(&mm->page_table_lock);
	entry = *pte;
	if (!pte_present(entry)) {
		/*
		 * If it truly wasn't present, we know that kswapd
		 * and the PTE updates will not touch it later. So
		 * drop the lock.
		 */
		spin_unlock(&mm->page_table_lock);
		if (pte_none(entry))
			return do_no_page(mm, vma, address, write_access, pte);
		return do_swap_page(mm, vma, address, pte, pte_to_swp_entry(entry), write_access);
	}
......

这里，首先区分的是pte_present，也就是检查表项中的P标志位，看看物理页面是否在内存中。如果不在，则进而通过pte_none检查表项是否为空，即全0.如果为空就说明映射尚未建立，所以要调用do_no_page。这在以前的情景中已经看到过了。反之，如果非空，就说明映射已经建立，只是物理页面不在内存中，所以要通过do_swap_page，从交换设备上换入这个页面。本情景在handle_pte_fault之前的处理以及执行路线都与越界访问的情景相同，所以我们直接进入do_swap_page。这个函数的代码如下：

do_page_fault=>handle_mm_fault=>handle_pte_fault=>do_swap_page

static int do_swap_page(struct mm_struct * mm,
	struct vm_area_struct * vma, unsigned long address,
	pte_t * page_table, swp_entry_t entry, int write_access)
{
	struct page *page = lookup_swap_cache(entry);
	pte_t pte;

	if (!page) {
		lock_kernel();
		swapin_readahead(entry);
		page = read_swap_cache(entry);
		unlock_kernel();
		if (!page)
			return -1;

		flush_page_to_ram(page);
		flush_icache_page(vma, page);
	}

	mm->rss++;

	pte = mk_pte(page, vma->vm_page_prot);

	/*
	 * Freeze the "shared"ness of the page, ie page_count + swap_count.
	 * Must lock page before transferring our swap count to already
	 * obtained page count.
	 */
	lock_page(page);
	swap_free(entry);
	if (write_access && !is_page_shared(page))
		pte = pte_mkwrite(pte_mkdirty(pte));
	UnlockPage(page);

	set_pte(page_table, pte);
	/* No need to invalidate - it was non-present before */
	update_mmu_cache(vma, address, pte);
	return 1;	/* Minor fault */
}

先看看调用时传过来的参数是些什么。建议读者先回到前面通过越界访问扩充堆栈的情景中，顺着CPU的执行路线走一遍，搞清楚这些参数的来龙去脉。参数表中的mm、vma还有address是一目了然的，分别是指向当前进程的mm_struct结构的指针、所属虚存区间的vm_area_struct结构的指针以及映射失败的线性地址。

参数page_table指向映射失败的页面表项，而entry则为该表项的内容。我们以前说过，当物理页面在内存中时，页面表项是一个pte_t结构，指向一个内存页面；而当物理页面不在内存中时，则是一个swp_entry_t结构，指向一个盘上页面。二者实际上都是32位无符号整数。这里要指出，所谓不在内存中是逻辑意义上的，是对CPU的页面映射硬件而言，实际上这个页面很可能在不活跃页面队列中，甚至在活跃页面队列中。

还有一个参数write_access，表示当映射失败时所进行的访问种类（读写），这是在do_page_fault的switch语句中根据CPU产生的出错代码error_code的bit1决定的（注意，在那个switch语句中，default与case 2：之间没有break语句）。此后便逐层传了下来。

由于物理页面不在内存中，所以entry是指向一个盘上页面的类型类似于指针的索引项（加上若干标志位）。

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