一汤纸、Linux內(nèi)核地址映射模型

x86 CPU采用了段頁(yè)式地址映射模型胰锌。進(jìn)程代碼中的地址為邏輯地址骗绕，經(jīng)過(guò)段頁(yè)式地址映射后，才真正訪問(wèn)物理內(nèi)存资昧。

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Linux簡(jiǎn)化了分段機(jī)制酬土，使得虛擬地址與線性地址總是一致，因此格带，Linux的虛擬地址空間也為0～4G撤缴。Linux內(nèi)核將這4G字節(jié)的空間分為兩部分。將最高的1G字節(jié)（從虛擬地址0xC0000000到0xFFFFFFFF）叽唱，供內(nèi)核使用屈呕，稱為“內(nèi)核空間”。而將較低的3G字節(jié)（從虛擬地址0x00000000到0xBFFFFFFF）尔觉，供各個(gè)進(jìn)程使用凉袱，稱為“用戶空間）。因?yàn)槊總€(gè)進(jìn)程可以通過(guò)系統(tǒng)調(diào)用進(jìn)入內(nèi)核侦铜，因此专甩，Linux內(nèi)核由系統(tǒng)內(nèi)的所有進(jìn)程共享。于是钉稍，從具體進(jìn)程的角度來(lái)看涤躲，每個(gè)進(jìn)程可以擁有4G字節(jié)的虛擬空間。

Linux使用兩級(jí)保護(hù)機(jī)制：0級(jí)供內(nèi)核使用贡未，3級(jí)供用戶程序使用种樱。從圖中可以看出（這里無(wú)法表示圖）蒙袍，每個(gè)進(jìn)程有各自的私有用戶空間（0～3G），這個(gè)空間對(duì)系統(tǒng)中的其他進(jìn)程是不可見(jiàn)的嫩挤。最高的1GB字節(jié)虛擬內(nèi)核空間則為所有進(jìn)程以及內(nèi)核所共享害幅。

1．虛擬內(nèi)核空間到物理空間的映射
內(nèi)核空間中存放的是內(nèi)核代碼和數(shù)據(jù)，而進(jìn)程的用戶空間中存放的是用戶程序的代碼和數(shù)據(jù)岂昭。不管是內(nèi)核空間還是用戶空間以现，它們都處于虛擬空間中。讀者會(huì)問(wèn)约啊，系統(tǒng)啟動(dòng)時(shí)邑遏，內(nèi)核的代碼和數(shù)據(jù)不是被裝入到物理內(nèi)存嗎？它們?yōu)槭裁匆蔡幱谔摂M內(nèi)存中呢恰矩？這和編譯程序有關(guān)记盒，后面我們通過(guò)具體討論就會(huì)明白這一點(diǎn)。
雖然內(nèi)核空間占據(jù)了每個(gè)虛擬空間中的最高1GB字節(jié)外傅，但映射到物理內(nèi)存卻總是從最低地址（0x00000000）開(kāi)始纪吮。對(duì)內(nèi)核空間來(lái)說(shuō)，其地址映射是很簡(jiǎn)單的線性映射栏豺，0xC0000000就是物理地址與線性地址之間的位移量彬碱，在Linux代碼中就叫做PAGE_OFFSET。

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源代碼的注釋中說(shuō)明奥洼，如果你的物理內(nèi)存大于950MB巷疼，那么在編譯內(nèi)核時(shí)就需要加CONFIG_HIGHMEM4G和CONFIG_HIGHMEM64G選項(xiàng)桨螺，這種情況我們暫不考慮晌坤。如果物理內(nèi)存小于950MB，則對(duì)于內(nèi)核空間而言车柠，給定一個(gè)虛地址x瓷患，其物理地址為“x-PAGE_OFFSET”骡尽，給定一個(gè)物理地址x，其虛地址為“x+PAGE_OFFSET”擅编。

這里再次說(shuō)明攀细，宏__pa()僅僅把一個(gè)內(nèi)核空間的虛地址映射到物理地址，而決不適用于用戶空間爱态，用戶空間的地址映射要復(fù)雜得多谭贪。

2．內(nèi)核映像
在下面的描述中，我們把內(nèi)核的代碼和數(shù)據(jù)就叫內(nèi)核映像（kernel image）锦担。當(dāng)系統(tǒng)啟動(dòng)時(shí)俭识，Linux內(nèi)核映像被安裝在物理地址0x00100000開(kāi)始的地方，即1MB開(kāi)始的區(qū)間(第1M留作它用)洞渔。然而套媚，在正常運(yùn)行時(shí)缚态，整個(gè)內(nèi)核映像應(yīng)該在虛擬內(nèi)核空間中，因此堤瘤，連接程序在連接內(nèi)核映像時(shí)玫芦，在所有的符號(hào)地址上加一個(gè)偏移量PAGE_OFFSET，這樣宙橱，內(nèi)核映像在內(nèi)核空間的起始地址就為0xC0100000姨俩。

例如，進(jìn)程的頁(yè)目錄PGD（屬于內(nèi)核數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)）就處于內(nèi)核空間中师郑。在進(jìn)程切換時(shí)，要將寄存器CR3設(shè)置成指向新進(jìn)程的頁(yè)目錄PGD调窍，而該目錄的起始地址在內(nèi)核空間中是虛地址宝冕，但CR3所需要的是物理地址，這時(shí)候就要用__pa()進(jìn)行地址轉(zhuǎn)換邓萨。在mm_context.h中就有這么一行語(yǔ)句：

asm volatile("movl %0,%%cr3": :"r"(__pa(next_pgd;pgd)));

這是一行嵌入式匯編代碼地梨，其含義是將下一個(gè)進(jìn)程的頁(yè)目錄起始地址next_pgd，通過(guò)__pa()轉(zhuǎn)換成物理地址缔恳，存放在某個(gè)寄存器中宝剖，然后用mov指令將其寫入CR3寄存器中。經(jīng)過(guò)這行語(yǔ)句的處理歉甚，CR3就指向新進(jìn)程next的頁(yè)目錄表PGD了万细。

二、Linux內(nèi)核地址空間劃分

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三雪营、Linux內(nèi)核高端內(nèi)存的由來(lái)

當(dāng)內(nèi)核模塊代碼或線程訪問(wèn)內(nèi)存時(shí)，代碼中的內(nèi)存地址都為邏輯地址衡便，而對(duì)應(yīng)到真正的物理內(nèi)存地址献起，需要地址一對(duì)一的映射，如邏輯地址0xc0000003對(duì)應(yīng)的物理地址為0×3镣陕，0xc0000004對(duì)應(yīng)的物理地址為0×4谴餐，… …，邏輯地址與物理地址對(duì)應(yīng)的關(guān)系為:

物理地址 = 邏輯地址 – 0xC0000000

假設(shè)按照上述簡(jiǎn)單的地址映射關(guān)系茁彭，那么內(nèi)核邏輯地址空間訪問(wèn)為0xc0000000 ~ 0xffffffff总寒，那么對(duì)應(yīng)的物理內(nèi)存范圍就為0×0 ~ 0×40000000，即只能訪問(wèn)1G物理內(nèi)存理肺。若機(jī)器中安裝8G物理內(nèi)存摄闸，那么內(nèi)核就只能訪問(wèn)前1G物理內(nèi)存善镰，后面7G物理內(nèi)存將會(huì)無(wú)法訪問(wèn)，因?yàn)閮?nèi)核 的地址空間已經(jīng)全部映射到物理內(nèi)存地址范圍0×0 ~ 0×40000000年枕。即使安裝了8G物理內(nèi)存炫欺，那么物理地址為0×40000001的內(nèi)存，內(nèi)核該怎么去訪問(wèn)呢熏兄？代碼中必須要有內(nèi)存邏輯地址 的品洛，0xc0000000 ~ 0xffffffff的地址空間已經(jīng)被用完了，所以無(wú)法訪問(wèn)物理地址0×40000000以后的內(nèi)存摩桶。

顯然不能將內(nèi)核地址空間0xc0000000 ~ 0xfffffff全部用來(lái)簡(jiǎn)單的地址映射桥状。因此x86架構(gòu)中將內(nèi)核地址空間劃分三部分：ZONE_DMA, ZONE_NORMAL和 ZONE_HIGHMEM。ZONE_HIGHMEM即為高端內(nèi)存硝清，這就是內(nèi)存高端內(nèi)存概念的由來(lái)辅斟。

在x86結(jié)構(gòu)中，三種類型的區(qū)域如下：

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四芦拿、Linux內(nèi)核高端內(nèi)存的理解

高端內(nèi)存HIGH_MEM地址空間范圍為0xF8000000~0xFFFFFFFF（896MB～1024MB）士飒。那么如內(nèi)核是如何借助128MB高端內(nèi)存地址空間是如何實(shí)現(xiàn)訪問(wèn)可以所有物理內(nèi)存？

Linux將內(nèi)核地址空間劃分為三部分:

• ZONE_DMA蔗崎、
• ZONE_NORMAL
• ZONE_HIGHMEM

前面我們解釋了高端內(nèi)存的由來(lái)酵幕。當(dāng)內(nèi)核想訪問(wèn)高于896MB物理地址內(nèi)存時(shí)，從0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF地址空間范圍內(nèi)找一段相應(yīng)大小空閑的邏輯地址空間缓苛，借用一會(huì)芳撒。借用這段邏輯地址空間，建立映射到想訪問(wèn)的那段物理內(nèi)存（即填充內(nèi)核PTE頁(yè)面表）他嫡，臨時(shí)用一會(huì)番官，用完后歸還。這樣別人也可以借用這段地址空間訪問(wèn)其他物理內(nèi)存钢属，實(shí)現(xiàn)了使用有限的地址空間徘熔，訪問(wèn)所有所有物理內(nèi)存。如下圖淆党。

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例如內(nèi)核想訪問(wèn)2G開(kāi)始的一段大小為1MB的物理內(nèi)存酷师，即物理地址范圍為0×80000000 ~ 0x800FFFFF。訪問(wèn)之前先找到一段1MB大小的空閑地址空間染乌，假設(shè)找到的空閑地址空間為0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF山孔，用這1MB的邏輯地址空間映射到物理地址空間0×80000000 ~ 0x800FFFFF的內(nèi)存。映射關(guān)系如下：

當(dāng)內(nèi)核訪問(wèn)完0×80000000 ~ 0x800FFFFF物理內(nèi)存后荷憋，就將0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF內(nèi)核線性空間釋放台颠。這樣其他進(jìn)程或代碼也可以使用0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF這段地址訪問(wèn)其他物理內(nèi)存。

從上面的描述，我們可以知道高端內(nèi)存的最基本思想：借一段地址空間串前，建立臨時(shí)地址映射瘫里，用完后釋放，達(dá)到這段地址空間可以循環(huán)使用荡碾，訪問(wèn)所有物理內(nèi)存谨读。

看到這里，不禁有人會(huì)問(wèn)：萬(wàn)一有內(nèi)核進(jìn)程或模塊一直占用某段邏輯地址空間不釋放坛吁，怎么辦劳殖？若真的出現(xiàn)的這種情況，則內(nèi)核的高端內(nèi)存地址空間越來(lái)越緊張拨脉，若都被占用不釋放哆姻，則沒(méi)有建立映射到物理內(nèi)存都無(wú)法訪問(wèn)了。

五女坑、Linux內(nèi)核高端內(nèi)存的劃分

內(nèi)核將高端內(nèi)存劃分為3部分：

• VMALLOC_START ~ VMALLOC_END
• KMAP_BASE ~ FIXADDR_START
• FIXADDR_START ~ 0xFFFFFFFF

對(duì)于高端內(nèi)存填具，可以通過(guò) alloc_page() 或者其它函數(shù)獲得對(duì)應(yīng)的 page，但是要想訪問(wèn)實(shí)際物理內(nèi)存匆骗，還得把 page 轉(zhuǎn)為線性地址才行（為什么？想想 MMU 是如何訪問(wèn)物理內(nèi)存的）誉简，也就是說(shuō)碉就，我們需要為高端內(nèi)存對(duì)應(yīng)的 page 找一個(gè)線性空間，這個(gè)過(guò)程稱為高端內(nèi)存映射闷串。

對(duì)應(yīng)高端內(nèi)存的3部分瓮钥，高端內(nèi)存映射有三種方式：

1. 映射到”內(nèi)核動(dòng)態(tài)映射空間”（noncontiguous memory allocation）。
   這種方式很簡(jiǎn)單烹吵，因?yàn)橥ㄟ^(guò) vmalloc() 碉熄，在”內(nèi)核動(dòng)態(tài)映射空間”申請(qǐng)內(nèi)存的時(shí)候，就可能從高端內(nèi)存獲得頁(yè)面（參看 vmalloc 的實(shí)現(xiàn)）肋拔，因此說(shuō)高端內(nèi)存有可能映射到”內(nèi)核動(dòng)態(tài)映射空間”中锈津。

2. 持久內(nèi)核映射（permanent kernel mapping）。
   如果是通過(guò) alloc_page() 獲得了高端內(nèi)存對(duì)應(yīng)的 page凉蜂，如何給它找個(gè)線性空間琼梆？?jī)?nèi)核專門為此留出一塊線性空間，從 PKMAP_BASE 到 FIXADDR_START 窿吩，用于映射高端內(nèi)存茎杂。在 2.6內(nèi)核上，這個(gè)地址范圍是 4G-8M 到 4G-4M 之間纫雁。這個(gè)空間起叫”內(nèi)核永久映射空間”或者”永久內(nèi)核映射空間”煌往。這個(gè)空間和其它空間使用同樣的頁(yè)目錄表，對(duì)于內(nèi)核來(lái)說(shuō)轧邪，就是 swapper_pg_dir刽脖，對(duì)普通進(jìn)程來(lái)說(shuō)羞海，通過(guò) CR3 寄存器指向。通常情況下曾棕，這個(gè)空間是 4M 大小扣猫，因此僅僅需要一個(gè)頁(yè)表即可，內(nèi)核通過(guò)來(lái) pkmap_page_table 尋找這個(gè)頁(yè)表翘地。通過(guò) kmap()申尤，可以把一個(gè) page 映射到這個(gè)空間來(lái)。由于這個(gè)空間是 4M 大小衙耕，最多能同時(shí)映射 1024 個(gè) page昧穿。因此，對(duì)于不使用的的 page橙喘，及應(yīng)該時(shí)從這個(gè)空間釋放掉（也就是解除映射關(guān)系）时鸵，通過(guò) kunmap() ，可以把一個(gè) page 對(duì)應(yīng)的線性地址從這個(gè)空間釋放出來(lái)厅瞎。

3. 臨時(shí)映射（temporary kernel mapping）
   內(nèi)核在 FIXADDR_START 到 FIXADDR_TOP 之間保留了一些線性空間用于特殊需求饰潜。這個(gè)空間稱為”固定映射空間”在這個(gè)空間中，有一部分用于高端內(nèi)存的臨時(shí)映射和簸。

這塊空間具有如下特點(diǎn)：
（1）每個(gè) CPU 占用一塊空間
（2）在每個(gè) CPU 占用的那塊空間中彭雾，又分為多個(gè)小空間，每個(gè)小空間大小是 1 個(gè) page锁保，每個(gè)小空間用于一個(gè)目的薯酝，這些目的定義在 kmap_types.h 中的 km_type中。當(dāng)要進(jìn)行一次臨時(shí)映射的時(shí)候爽柒，需要指定映射的目的吴菠，根據(jù)映射目的，可以找到對(duì)應(yīng)的小空間浩村，然后把這個(gè)空間的地址作為映射地址做葵。這意味著一次臨時(shí)映射會(huì)導(dǎo)致以前的映射被覆蓋。通過(guò) kmap_atomic() 可實(shí)現(xiàn)臨時(shí)映射穴亏。

六蜂挪、常見(jiàn)問(wèn)題：

1. 用戶空間（進(jìn)程）是否有高端內(nèi)存概念？
   用戶進(jìn)程沒(méi)有高端內(nèi)存概念嗓化。只有在內(nèi)核空間才存在高端內(nèi)存棠涮。用戶進(jìn)程最多只可以訪問(wèn)3G物理內(nèi)存，而內(nèi)核進(jìn)程可以訪問(wèn)所有物理內(nèi)存刺覆。

2. 64位內(nèi)核中有高端內(nèi)存嗎严肪？
   目前現(xiàn)實(shí)中，64位Linux內(nèi)核不存在高端內(nèi)存，因?yàn)?4位內(nèi)核可以支持超過(guò)512GB內(nèi)存驳糯。若機(jī)器安裝的物理內(nèi)存超過(guò)內(nèi)核地址空間范圍篇梭，就會(huì)存在高端內(nèi)存。

3. 用戶進(jìn)程能訪問(wèn)多少物理內(nèi)存酝枢？?jī)?nèi)核代碼能訪問(wèn)多少物理內(nèi)存恬偷？
   32位系統(tǒng)用戶進(jìn)程最大可以訪問(wèn)3GB，內(nèi)核代碼可以訪問(wèn)所有物理內(nèi)存帘睦。
   64位系統(tǒng)用戶進(jìn)程最大可以訪問(wèn)超過(guò)512GB袍患，內(nèi)核代碼可以訪問(wèn)所有物理內(nèi)存。

4. 高端內(nèi)存和物理地址竣付、邏輯地址诡延、線性地址的關(guān)系？
   高端內(nèi)存只和邏輯地址有關(guān)系古胆，和邏輯地址肆良、物理地址沒(méi)有直接關(guān)系。

5. 為什么不把所有的地址空間都分配給內(nèi)核逸绎？
   若把所有地址空間都給內(nèi)存惹恃，那么用戶進(jìn)程怎么使用內(nèi)存？怎么保證內(nèi)核使用內(nèi)存和用戶進(jìn)程不起沖突棺牧？
   （1）讓我們忽略Linux對(duì)段式內(nèi)存映射的支持座舍。 在保護(hù)模式下，我們知道無(wú)論CPU運(yùn)行于用戶態(tài)還是核心態(tài)陨帆，CPU執(zhí)行程序所訪問(wèn)的地址都是虛擬地址，MMU 必須通過(guò)讀取控制寄存器CR3中的值作為當(dāng)前頁(yè)面目錄的指針采蚀，進(jìn)而根據(jù)分頁(yè)內(nèi)存映射機(jī)制（參看相關(guān)文檔）將該虛擬地址轉(zhuǎn)換為真正的物理地址才能讓CPU真 正的訪問(wèn)到物理地址疲牵。
   （2）對(duì)于32位的Linux，其每一個(gè)進(jìn)程都有4G的尋址空間榆鼠，但當(dāng)一個(gè)進(jìn)程訪問(wèn)其虛擬內(nèi)存空間中的某個(gè)地址時(shí)又是怎樣實(shí)現(xiàn)不與其它進(jìn)程的虛擬空間混淆 的呢纲爸？每個(gè)進(jìn)程都有其自身的頁(yè)面目錄PGD，Linux將該目錄的指針存放在與進(jìn)程對(duì)應(yīng)的內(nèi)存結(jié)構(gòu)task_struct.(struct mm_struct)mm->pgd中妆够。每當(dāng)一個(gè)進(jìn)程被調(diào)度（schedule()）即將進(jìn)入運(yùn)行態(tài)時(shí)识啦，Linux內(nèi)核都要用該進(jìn)程的PGD指針設(shè) 置CR3（switch_mm()）。
   （3）當(dāng)創(chuàng)建一個(gè)新的進(jìn)程時(shí)神妹，都要為新進(jìn)程創(chuàng)建一個(gè)新的頁(yè)面目錄PGD颓哮，并從內(nèi)核的頁(yè)面目錄swapper_pg_dir中復(fù)制內(nèi)核區(qū)間頁(yè)面目錄項(xiàng)至新建進(jìn)程頁(yè)面目錄PGD的相應(yīng)位置，具體過(guò)程如下：
   do_fork() --> copy_mm() --> mm_init() --> pgd_alloc() --> set_pgd_fast() --> get_pgd_slow() --> memcpy(&PGD + USER_PTRS_PER_PGD, swapper_pg_dir + USER_PTRS_PER_PGD, (PTRS_PER_PGD - USER_PTRS_PER_PGD) * sizeof(pgd_t))
   這樣一來(lái)鸵荠，每個(gè)進(jìn)程的頁(yè)面目錄就分成了兩部分冕茅，第一部分為“用戶空間”，用來(lái)映射其整個(gè)進(jìn)程空間（0x0000 0000－0xBFFF FFFF）即3G字節(jié)的虛擬地址；第二部分為“系統(tǒng)空間”姨伤，用來(lái)映射（0xC000 0000－0xFFFF FFFF）1G字節(jié)的虛擬地址哨坪。可以看出Linux系統(tǒng)中每個(gè)進(jìn)程的頁(yè)面目錄的第二部分是相同的乍楚，所以從進(jìn)程的角度來(lái)看当编，每個(gè)進(jìn)程有4G字節(jié)的虛擬空間， 較低的3G字節(jié)是自己的用戶空間徒溪，最高的1G字節(jié)則為與所有進(jìn)程以及內(nèi)核共享的系統(tǒng)空間忿偷。
   （4）現(xiàn)在假設(shè)我們有如下一個(gè)情景：
   在進(jìn)程A中通過(guò)系統(tǒng)調(diào)用sethostname(const char *name,seze_t len)設(shè)置計(jì)算機(jī)在網(wǎng)絡(luò)中的“主機(jī)名”。在該情景中我們勢(shì)必涉及到從用戶空間向內(nèi)核空間傳遞數(shù)據(jù)的問(wèn)題词渤，name是用戶空間中的地址牵舱，它要通過(guò)系統(tǒng)調(diào)用設(shè)置到內(nèi)核中的某個(gè)地址中。讓我們看看這個(gè) 過(guò)程中的一些細(xì)節(jié)問(wèn)題：系統(tǒng)調(diào)用的具體實(shí)現(xiàn)是將系統(tǒng)調(diào)用的參數(shù)依次存入寄存器ebx,ecx,edx,esi,edi（最多5個(gè)參數(shù)缺虐，該情景有兩個(gè) name和len）芜壁，接著將系統(tǒng)調(diào)用號(hào)存入寄存器eax，然后通過(guò)中斷指令“int 80”使進(jìn)程A進(jìn)入系統(tǒng)空間高氮。由于進(jìn)程的CPU運(yùn)行級(jí)別小于等于為系統(tǒng)調(diào)用設(shè)置的陷阱門的準(zhǔn)入級(jí)別3慧妄，所以可以暢通無(wú)阻的進(jìn)入系統(tǒng)空間去執(zhí)行為int 80設(shè)置的函數(shù)指針system_call()。由于system_call()屬于內(nèi)核空間剪芍，其運(yùn)行級(jí)別DPL為0塞淹，CPU要將堆棧切換到內(nèi)核堆棧，即 進(jìn)程A的系統(tǒng)空間堆棧罪裹。我們知道內(nèi)核為新建進(jìn)程創(chuàng)建task_struct結(jié)構(gòu)時(shí)饱普，共分配了兩個(gè)連續(xù)的頁(yè)面，即8K的大小状共，并將底部約1k的大小用于 task_struct（ 如#define alloc_task_struct() ((struct task_struct *) __get_free_pages(GFP_KERNEL,1))）套耕，而其余部分內(nèi)存用于系統(tǒng)空間的堆棧空間峡继，即當(dāng)從用戶空間轉(zhuǎn)入系統(tǒng)空間時(shí)冯袍，堆棧指針 esp變成了（alloc_task_struct()+8192），這也是為什么系統(tǒng)空間通常用宏定義current（參看其實(shí)現(xiàn)）獲取當(dāng)前進(jìn)程的 task_struct地址的原因碾牌。每次在進(jìn)程從用戶空間進(jìn)入系統(tǒng)空間之初康愤，系統(tǒng)堆棧就已經(jīng)被依次壓入用戶堆棧SS、用戶堆棧指針ESP舶吗、EFLAGS征冷、 用戶空間CS、EIP裤翩，接著system_call()將eax壓入资盅，再接著調(diào)用SAVE_ALL依次壓入ES调榄、DS、EAX呵扛、EBP每庆、EDI、ESI今穿、 EDX缤灵、ECX、EBX蓝晒，然后調(diào)用sys_call_table+4*%EAX腮出，本情景為sys_sethostname()。
   5)在sys_sethostname()中芝薇，經(jīng)過(guò)一些保護(hù)考慮后胚嘲，調(diào)用copy_from_user(to,from,n），其中to指向內(nèi)核空間 system_utsname.nodename洛二，譬如0xE625A000馋劈，from指向用戶空間譬如0x8010FE00。現(xiàn)在進(jìn)程A進(jìn)入了內(nèi)核晾嘶，在 系統(tǒng)空間中運(yùn)行妓雾，MMU根據(jù)其PGD將虛擬地址完成到物理地址的映射，最終完成從用戶空間到系統(tǒng)空間數(shù)據(jù)的復(fù)制垒迂。準(zhǔn)備復(fù)制之前內(nèi)核先要確定用戶空間地址和 長(zhǎng)度的合法性械姻，至于從該用戶空間地址開(kāi)始的某個(gè)長(zhǎng)度的整個(gè)區(qū)間是否已經(jīng)映射并不去檢查，如果區(qū)間內(nèi)某個(gè)地址未映射或讀寫權(quán)限等問(wèn)題出現(xiàn)時(shí)机断，則視為壞地址楷拳， 就產(chǎn)生一個(gè)頁(yè)面異常，讓頁(yè)面異常服務(wù)程序處理吏奸。過(guò)程如 下：copy_from_user()->generic_copy_from_user()->access_ok()+__copy_user_zeroing().

小結(jié)

• 進(jìn)程尋址空間0~4G 唯竹。
• 進(jìn)程在用戶態(tài)只能訪問(wèn)0_{3G，只有進(jìn)入內(nèi)核態(tài)才能訪問(wèn)3G}4G 苦丁。
• 進(jìn)程通過(guò)系統(tǒng)調(diào)用進(jìn)入內(nèi)核態(tài)。
• 每個(gè)進(jìn)程虛擬空間的3G~4G部分是相同的物臂。
• 進(jìn)程從用戶態(tài)進(jìn)入內(nèi)核態(tài)不會(huì)引起CR3的改變但會(huì)引起堆棧的改變旺拉。