kmap 类似vmalloc ，但是他不会缺页。为什么？
（具体的流程就是fork或者execv时拷贝了内核主页表的pgd条目（可理解为指针）。至于具体的pgd条目，指向的都是共享的pmd,pte）
kmap在系统初始化时，就会一直分配到pte级，
所以后面fork或者execv出来的进程访问kmap空间都不缺页，
但vmalloc是会重新生成新的pgd条目 ，
所有后面的进程内核空间里没有这个地址空间，就会缺页。
那么如果有多个进程同时执行kmap_atomic会不会冲突呢？答案是不会。
因为虽然多个kmap_atomic流程都尝试去修改内核主页表，但是kmap_atomic
获取的虚拟地址是每个cpu互相不冲突的，因为虚拟地址不冲突，从而修改的主页表
的pte位置也不同，也就没有同步的必要。
每个进程被新生成的时候调用的是fork， fork先复制内核页表，再遍历父进程vma区间所在的页表，即用户态页表，然后复制一份。
于是就有两个时机可能复制内核页表：
fork时，以及execv时，前者调用链是do_fork->dup_mm->mm_init->mm_alloc_pgd->pgd_alloc
后者是do_execve->mm_alloc->mm_init->mm_alloc_pgd->pgd_alloc
那既然fork能拷贝内核页表，为什么还要exec里再拷贝一遍？
其实，如果父进程是内核线程，那么fork并没有必要拷贝一份内核页表，它直接用共享的那个主页表就行了，即切换到内核线程时，直接把页表基地址设置
成内核主页表就行了。所以dup_mm会判断如果current->mm为空的话，就没有必要调用mm_init了。
那如果新生成的内核线程突然想执行一个用户态程序，就会调用execv， 这个时候，就需要给用户态程序拷贝一下内核页表了。
两者最终调用的都是pgd_alloc
根据内核态下界地址0xc000 0000计算出pdg中的index，这之上的index都是内核态pdg
boundary = pgd_index(__PAGE_OFFSET);
清空用户态映射
memset(pgd, 0, boundary * sizeof(pgd_t));
拷贝内核态页表pgd指针
memcpy(pgd + boundary,
init_level4_pgt + boundary,
(PTRS_PER_PGD - boundary) * sizeof(pgd_t));