越界访问
[*]越界访问实例
之前提到过，段式/页式映射管理中，映射关系由Linux内核建立，映射过程由硬件完成。
现假设分配28K内存返回的起始虚拟地址为0x1bf2000，释放后又访问0x1bf2000：
在未释放前，28K虚拟地址，按4K页面为单位，与物理页面一一建立映射，比如以0x1bf2000为起始的虚拟页面，目录、页表中都有关于该虚拟地址映射关系的目录项/表项：
在释放后，内核就会将目录项/表项清零，此时再访问0x1bf2000虚拟地址时，硬件就会顺着页式映射的过程，找到空目录项或空表项，硬件就会产生一次异常，总之，经过一段~!@#$%^&……过程之后（详见《Linux内核源代码情景分析》第三章），会调用到内核中的do_page_fault()函数。
由于仅通过目前已总结的内核知识，根本无法彻底理解这个函数，所以等学习过中断异常后，再回头详细分析这个函数，暂时只需要了解有这样一个函数，并且这个函数内部会通过一个current宏得到当前用户进程的管理结构，并向其发送SIGSEGV信号，也便是让程序员们如痴如醉的“段错误”！！
[*]因祸得福
内核像是一位“严教、随和的老人”，上述的例子，领教了他严教的一面，对于有些栈空间的越界情况，他又会尽量的宽恕，原因是每个进程可以使用的栈空间大小是有上限的（比如2M），但内核在创建进程之初，一般不会一下子分配2M物理页面用于该进程的栈，等真的需要这么多时，才进行扩展。
什么情况表示“需要”？
就是进程在栈空间出现访问越界的时候，可以让esp寄存器移动最多的一条栈操作指令是pusha，可以让esp向下移动32byte，所以如果越界超过32byte长度，仍然是明显的非法操作，内核还是会发个SIGSEGV信号给用户进程。所以说内核对用户进程对栈空间越界访问的容忍，也不排除是容忍了一次真的越界访问，那样的话就说明用户进程有逻辑错误，这种错误也只会影响到该进程本身，早晚由程序员自己发现（内核总不至于帮app纠正“对话框歪了”等等这种bug吧{:qq23:}）。
了解了“需要”的判断依据，当do_page_fault()正好面对这种情况时，就会调用expand_stack()对该进程的栈区间进行扩展。对于用户进程来说，一次越界访问，不但没有造成段错误，还得到了更多的内存，其实这种越界操作，对于用户进程往往是透明的，除非故意定义一个超大的局部变量，比如int num。
所谓“扩展”，就是分配内存，主要包括三个事情：分配虚拟内存、分配物理内存、建立映射（建议大致看一下do_page_fault()）。
do_page_fault()
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|--> expand_stack()// 扩展了虚拟内存
|--> handle_mm_fault()
| |
| |--> pte_alloc()
| |--> handle_pte_fault()
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| | |--> do_no_page()
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| | | |--> do_anonymous_page()
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| | | | |--> alloc_page()// 扩展了物理内存
| | | | |--> set_pte() // 建立映射（Linux内核建立映射，需要设置PGD、PMD、PT，所以详见代码）
[*]各个用户进程的内存布局
直接贴上书里的图片（简洁粗略）：
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