该函数验证了是否可以以type中说明的访问类型（read or write）访问从地址addr开始、大小为size的一块虚拟存储区域。为了做到这一点，verify_read首先需要找到包含地址addr的虚拟存储区域（vma）。一般的情况下（正确运行的程序）这个测试都会成功返回，在少数情况下才会出现失败的情况。也就是说，大部分的情况下内核在一些无用的验证操作上花费了不算短的时间，这从操作系统运行效率的角度来说是不可接受的。
为了解决这个问题，现在的Linux设计中把验证的工作交给虚存中的硬件设备来完成。当系统启动分页机制以后，如果一条指令的虚拟地址所对应的页框（page frame）不在内存中或者访问的类型有错误，就会发生缺页异常。处理器把引起缺页异常的虚拟地址装到寄存器CR2中，并提供一个出错码，指示引起缺页异常的存储器访问的类型，随后调用Linux的缺页异常处理函数进行处理。
首先让我们来看看传给这个函数调用的两个参数：它们都是通过entry.S在堆栈中建立的（arch/i386/kernel/entry.S），参数regs指向保存在堆栈中的寄存器，error_code中存放着异常的出错码，具体的堆栈布局参见图一（堆栈的生成过程请参考《Linux内核源代码情景分析》一书）
该函数首先从CPU的控制寄存器CR2中获取出现缺页异常的虚拟地址。由于缺页异常处理程序需要处理的缺页异常类型很多，分支也很复杂。基于本文的主旨，我们只关心以下的几种内核缺页异常处理的情况：
1．" 程序要访问的内核地址空间的内容不在内存中，先跳转到标号vmalloc_fault，如果当前访问的内容所对应的页目录项不在内存中，再跳转到标号no_context；
2． 缺页异常发生在中断或者内核线程中，跳转到标号no_context；
3． 程序在核心态运行时访问用户空间的数据，被访问的数据不在内存中
a) 出现异常的虚拟地址在进程的某个vma中，但是系统内存无法分配空闲页框（page frame），则先跳转到标号out_of_memory，再跳转到标号no_context；
b) 出现异常的虚拟地址不属于进程任一个vma，而且不属于堆栈扩展的范畴，则先跳转到标号bad_area，最终也是到达标号no_context。
从上面的这几种情况来看，我们关注的焦点最后集中到标号no_context处，即对函数search_exception_table的调用。这个函数的作用就是通过发生缺页异常的指令(regs->eip)在异常表（exception table）中寻找下一条可以继续运行的指令(fixup)。这里提到的异常表包含一些地址对，地址对中的前一个地址表示出现异常的指令的地址，后一个表示当前一个指令出现错误时，程序可以继续得以执行的修复地址。
如果这个查找操作成功的话，缺页异常处理程序把堆栈中的返回地址（regs->eip）修改成修复地址并返回，随后，发生异常的进程把按照fixup中安排好的指令继续执行下去。当然，如果无法找到与之匹配的修复地址，系统只有打印出出错信息并停止运作。
那么，这个所谓的修复地址又是怎么样生成的呢？是系统自动生成的吗？答案当然是否定的，这些修复指令都是编程人员通过as提供的扩展功能写进内核源码中的。下面我们就来分析一下其实现机制。
异常表的实现机制
笔者取include/asm-i386/uaccess.h中的宏定义__copy_user编写了一段程序作为例子加以讲解。
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