背景
CPU 访问内存时，靠页表把虚拟地址翻译成物理地址。页表项里除了物理页号 PFN，还记录着一批状态位，dirty bit 就是其中之一：页面只要被写入，硬件便自动把它置上，告诉内核「这页的数据被改过了」。内核许多决策都依赖这个位，回收内存时判断数据要不要保留，文件页判断要不要回写磁盘，都先看它。dirty bit 一旦丢失，内核就会误以为这页从没被改过。
x86 的页表分多级，PTE 一级管理 4KB 的普通页，PMD 一级可以直接映射 2MB 的 THP（Transparent Huge Page），dirty bit 在 PMD 项里同样存在。
mprotect()、NUMA hinting、userfaultfd 写保护这类操作只调整权限，不改变映射本身，它们统一走 pte_modify()、pmd_modify()、pud_modify() 这一族函数。做法分两步：先把旧页表项的值与一张掩码相与，PFN 和 accessed bit、dirty bit 这类硬件维护的状态位被原样留下；再把 newprot 里的新权限位并进来。PTE 一级用 _PAGE_CHG_MASK，PMD 与 PUD 一级用 _HPAGE_CHG_MASK，两张掩码都经 _PAGE_DIRTY_BITS 涵盖了 _PAGE_DIRTY 与 _PAGE_SAVED_DIRTY。
掩码为什么必须带上 dirty bit，要从 shadow stack 说起。shadow stack 是 x86 保护返回地址的硬件安全特性，它把 Write=0、Dirty=1 的页项编码为 shadow stack 内存。普通内存一旦只读，就不允许继续用硬件 Dirty 位表达脏状态，否则会被误认为 shadow stack。内核的解法是多借一个软件位 _PAGE_SAVED_DIRTY：写保护脏页时把 Dirty 转移到 SavedDirty，恢复可写时再转移回来。转移由 pmd_mksaveddirty() 与 pmd_clear_saveddirty() 完成，而且只在旧值可写时才做 Dirty 到 SavedDirty 的转移，避免动到真正的 shadow stack 页项。
dirty 状态在两个编码之间的转移
┌───────────────────┐ 写保护时转移，恢复写时转回 ┌────────────────────┐
│ ├─────────────────────────────▶│ │
│ 可写，Dirty=1 │ │ 只读，SavedDirty=1 │
│ │◀─────────────────────────────┤ │
└───────────────────┘ └────────────────────┘
这套转移有个前提：掩码得先把脏状态留下来，否则后面无脏可转。shadow stack 支持引入 SavedDirty 转移逻辑时，唯独 pmd_modify() 的掩码被改成剔除 _PAGE_DIRTY，pte_modify() 与 pud_modify() 的掩码则始终涵盖 dirty bit，三者的对称性从此被打破。PMD 一级的脏状态从此失去保障，问题正源于此。
问题
- pmd_modify() 的掩码剔除 _PAGE_DIRTY，可写脏 PMD 改权限后丢脏
- mprotect() 与 NUMA hinting 都走 pmd_modify()
- dirty bit 丢失后 lazyfree folio 被判干净，回收时数据被静默丢弃
- PMD 映射的 file THP 丢脏后，重写的数据永远等不到回写
以 PMD 映射的 anonymous THP 为例，看看数据是怎么一步步丢掉的。MADV_FREE 的语义是：这些数据暂时用不到，内存紧张时可以回收，但只要之后又写过，就必须留住。内核把这批页面所在的 folio 标记为 lazyfree，之后正是靠 dirty bit 判断「标记之后又写过没有」。MADV_FREE 只清脏、不写保护，页面保持可写，之后的再次写入由硬件重新置上 dirty bit，这正是内核识别「又写过」的依据。
anonymous THP 经 MADV_FREE 后重写再改权限的丢失链路
┌─────────────────────────────────────┐
│ memset 写入数据，硬件置上 dirty bit │
└──────────────────┬──────────────────┘
▼
┌─────────────────────────────────────┐
│ MADV_FREE 清脏，folio 标记 lazyfree │
└──────────────────┬──────────────────┘
▼
┌─────────────────────────────────────┐
│ 再次 memset，硬件重新置上 dirty bit │
└──────────────────┬──────────────────┘
▼
┌─────────────────────────────────────┐
│ mprotect 改权限，dirty bit 被丢弃 │
└──────────────────┬──────────────────┘
▼
┌─────────────────────────────────────┐
│ 回收时误判 folio 干净，数据被丢弃 │
└─────────────────────────────────────┘
问题出在第四步，mprotect() 经过 pmd_modify()，重新置上的 dirty bit 被掩码剔掉。之后内存压力到来，回收路径检查这个 lazyfree folio，PMD 上没有 dirty，folio 上也没有 dirty，__discard_anon_folio_pmd_locked() 于是直接释放它。数据明明在 MADV_FREE 之后被重写过，再次读到的却是缺页异常补上的全零页，数据就这样静默丢失。
NUMA hinting 是内核观测跨节点内存访问的机制，靠反复调整页表权限工作，连 mprotect() 都不需要：do_huge_pmd_numa_page() 恢复 PMD 时同样经过 pmd_modify()，单独即可踩中。PMD 映射的 file THP 也走同一条路，丢脏之后，重写的数据无法被回写。
方案
把 _PAGE_DIRTY 加回 pmd_modify() 的掩码，与 pte_modify()、pud_modify() 对齐，改动只有一行：
-val &= (_HPAGE_CHG_MASK & ~_PAGE_DIRTY);
+val &= _HPAGE_CHG_MASK;
用大白话说，就是让掩码重新把脏状态留下来。这一步补上后，原本就存在的转移逻辑便能正常工作：旧值可写时，pmd_mksaveddirty() 按新权限决定是否把 Dirty 搬进 SavedDirty；旧值只读时，pmd_clear_saveddirty() 决定是否搬回来。shadow stack 的编码规则不被破坏，脏状态也不再凭空消失。
掩码补回后的 pmd_modify() 流程
┌───────────────────────────────────┐
│ 旧值与掩码相与，dirty bit 被留下 │
└─────────────────┬─────────────────┘
▼
┌───────────────────────────────────┐
│ 从 newprot 并入新的权限位 │
└─────────────────┬─────────────────┘
▼
┌───────────────────────────────────┐
│ 可写则存进 SavedDirty，只读则取回 │
└─────────────────┬─────────────────┘
▼
┌───────────────────────────────────┐
│ 写回 PMD，脏状态完整保留 │
└───────────────────────────────────┘
两条丢失链路由此断开：回收路径与回写路径看到的都是真实的脏状态，mprotect() 与 NUMA hinting 不会再让数据凭空消失。
收益
作者未提供性能数据，从代码逻辑推断的预期收益：
- MADV_FREE 后重写的 THP 再经 mprotect() 或 NUMA hinting 不再丢脏位，回收路径不会丢数据
- PMD 映射的 file THP 权限变更后脏状态保留，重写的数据正常回写