Linux 地址空间与 mremap：从页表、VMA 到 MREMAP_DONTUNMAP

导读

mremap 是 Linux 系统提供的一个内存管理系统调用，用于调整（扩大、缩小或移动）已有的内存映射区域，它在 mmap 建立映射之后使用，能避免重新映射带来的数据拷贝开销。mremap 在动态数组/分配器扩容场景中很常见。例如一段以 mmap 映射的连续内存需要追加空间时，调用 mremap(..., MREMAP_MAYMOVE) 可让内核尝试原地扩展或高效迁移，避免了显式的数据拷贝。它也是内存管理相关实现（如某些自定义分配器、部分运行时库）用来优化大块内存重分配的底层手段之一。

mremap 看起来只是"把一段映射搬到另一个地址"，但它搬完之后新旧两个地址看到的数据是否一致、会产生几个 VMA、对性能有什么影响，全都取决于更底层的东西：页表和 VMA 的分工、缺页时物理页从哪里来、VMA 什么时候能合并。

为了内容的自成一个体系，因此本文分两部分：

第一部分（§1--§8） 建立地址空间的基础模型，得出三个关键结论；
第二部分（§9--§16） 用这三个结论逐步拆解 mremap，特别是 MREMAP_FIXED 和 MREMAP_DONTUNMAP。

如果有些细节不清楚，可以参考本专栏的其他文章。

本文回答的问题

#	问题	位置
1	CPU 访问一个虚拟地址时，硬件和内核分别做了什么？VMA 扮演什么角色？	§1
2	`MAP_SHARED` / `MAP_PRIVATE` × 匿名 / 文件，四种映射在缺页时物理页从哪里来？	§2--§4
3	什么条件下，两个不同的虚拟地址会映射到同一个物理页？	§5
4	两个相邻 VMA 什么时候能合并？THP 对 VMA 有什么要求？	§6--§7
5	`mremap` 到底搬了什么？会不会复制数据？	§10、§13
6	`MREMAP_FIXED` 对目标地址做了什么？新映射的属性从哪里来？	§11--§12
7	`MREMAP_DONTUNMAP` 之后，新旧两个 VA 看到的是不是同一份数据？	§14
8	循环多次 `mremap` 把离散段拼到一段连续 VA 上，最后 VMA 是什么形状？代价是什么？	§15--§16
9	哪些情况内核会直接拒绝？	§8、§9

第一部分：地址空间基础

1. 三层模型：VA → 页表 → 物理页

要点：

页表（PTE/PMD/PUD） 是硬件可见的数据结构，决定 VA → PA 的映射。
TLB 是页表的缓存。
VMA（struct vm_area_struct） 是纯软件结构，描述"这一段虚拟地址应该映射什么"。硬件从不读 VMA。
VMA 只在以下场景被使用：缺页处理、mmap/munmap/mremap/mprotect 等系统调用、/proc/<pid>/maps、GUP/HMM 等内核遍历用户页的路径。

推论：已经建立好页表之后，VMA 的数量和形状不影响正常访存性能。它只影响慢路径（缺页、系统调用），以及间接影响能否使用大页（见 §7）。

2. VMA 的关键字段

字段	含义
`vm_start` / `vm_end`	这段 VA 的范围 `[start, end)`
`vm_flags`	权限与属性：`VM_READ/WRITE/EXEC`、`VM_SHARED`、`VM_MAYSHARE`、`VM_LOCKED`、`VM_IO`、`VM_PFNMAP`、`VM_DONTEXPAND`、`VM_ACCOUNT` 等
`vm_file`	后备文件（文件映射、memfd、共享匿名都有；私有匿名为 NULL）
`vm_pgoff`	`vm_start` 对应的文件页偏移（单位：页）。文件映射里是真实偏移；私有匿名里是创建时的 `vm_start >> PAGE_SHIFT`，用于反向映射
`anon_vma`	私有匿名页（以及私有文件映射里 COW 出来的页）的反向映射根
`vm_ops`	缺页等回调（`->fault`、`->mremap` 等）

一个重要的不变式：VMA 内地址与"后备对象偏移"是线性关系：

pgoff ( a d d r ) = vm_pgoff + a d d r − vm_start PAGE_SIZE \text{pgoff}(addr) = \text{vm\_pgoff} + \frac{addr - \text{vm\_start}}{\text{PAGE\_SIZE}} pgoff(addr)=vm_pgoff+PAGE_SIZEaddr−vm_start

缺页时内核正是用这个公式，在 vm_file 的 page cache 里找到对应的页。这个公式在后面会反复出现：VMA 合并（§6）要求合并后仍满足它，mremap 创建新 VMA（§12）也要按它计算新的 vm_pgoff。

`mmap` 时 VMA 的类型如何确定

mm/vma.c：

c 复制代码

if (map->file)
        error = __mmap_new_file_vma(map, vma);   /* 文件 / memfd */
else if (map->vm_flags & VM_SHARED)
        error = shmem_zero_setup(vma);           /* MAP_SHARED|MAP_ANONYMOUS */
else
        vma_set_anonymous(vma);                  /* MAP_PRIVATE|MAP_ANONYMOUS */

注意第二行：MAP_SHARED | MAP_ANONYMOUS 在内核里并不是"匿名"的 ，它通过 shmem_zero_setup 创建一个 shmem 内部文件，此后行为和 memfd 一样，属于"文件映射"。

3. 缺页：物理页从哪里来

入口 do_pte_missing：

c 复制代码

if (vma_is_anonymous(vmf->vma))
        return do_anonymous_page(vmf);   /* 只有 MAP_PRIVATE|MAP_ANONYMOUS 走这里 */
else
        return do_fault(vmf);            /* 文件、memfd、共享匿名(shmem) */

do_fault 再按读写与 VM_SHARED 分三路：

c 复制代码

else if (!(vmf->flags & FAULT_FLAG_WRITE))
        ret = do_read_fault(vmf);        /* 读：映射 page cache 页 */
else if (!(vma->vm_flags & VM_SHARED))
        ret = do_cow_fault(vmf);         /* 私有写：复制一份匿名页 */
else
        ret = do_shared_fault(vmf);      /* 共享写：直接写 page cache 页 */

4. 四种映射的对比

根据是否共享和匿名，组合成了四种典型的映射，总结如下：

映射	内核类型	缺页时物理页来源	写入的去向	物理页的"身份"
**A. `MAP_PRIVATE	MAP_ANONYMOUS`**	匿名	新分配的零页	该私有页
**B. `MAP_SHARED	MAP_ANONYMOUS`**	shmem 文件	shmem page cache	直接写 page cache
C. `MAP_SHARED` + 文件/memfd	文件	文件 page cache	直接写 page cache	`(inode, pgoff)`
D. `MAP_PRIVATE` + 文件/memfd	文件	读：page cache；写：COW 出私有页	写入私有副本，文件不变	未写：`(inode, pgoff)`；写过：私有匿名页

后文用 A、B、C、D 指代这四种映射。

5. 多个 VA 映射同一物理页的条件

核心结论：只有当物理页拥有可被重新查到的"身份"（inode + pgoff）时，多个 VA 才能稳定地共享它。

B、C（共享映射） ：任何 VMA，只要 vm_file 相同、计算出的 pgoff 相同，缺页时都会在 page cache 中找到同一个页。
因此：对同一 memfd 多次 mmap(MAP_SHARED)，或在不同进程间共享 shm，都天然是同一批物理页。
A（私有匿名） ：页没有文件身份，缺页只会分配新页。
唯一的"共享"是 fork() 后的 COW 共享，且第一次写就会分裂。
D（私有文件）：未写过的页暂时共享 page cache；一旦任何一方写入就 COW 成私有页，从此分离。

小实验

examples/share_demo.c：对同一个 memfd 建立两个 MAP_SHARED 映射 a、b 和一个 MAP_PRIVATE 映射 c。

复制代码

X X      ← a 写入后，b 和未写过的 c 都读到 page cache 中的同一页
Z Y      ← c 写入触发 COW 后，a 再写只有 b 能看到，c 已与 page cache 分离

6. VMA 合并

内核总是尽量把相邻、属性一致的 VMA 合并，以减少 VMA 数量。判断逻辑见 mm/vma.c：

is_mergeable_vma：
- vm_flags 相同（忽略少数无关位）
- vm_file 相同
- NUMA mempolicy、userfaultfd 上下文、anon_vma_name 相同
is_mergeable_anon_vma：两边的 anon_vma 兼容（相同，或一方为空且不是 fork 子进程的情形）

can_vma_merge_before / after：vm_pgoff 必须线性连续

c 复制代码

if (vmg->prev->vm_pgoff + vma_pages(vmg->prev) == vmg->pgoff)   /* 与前一个合并 */
if (vmg->next->vm_pgoff == vmg->pgoff + pglen)                  /* 与后一个合并 */

第 3 条的含义：合并后整个 VMA 仍要满足 §2 的线性公式。也就是说，只有"VA 连续且后备对象偏移也连续"的两段才能合并。

场景	能否合并
同一 memfd，VA 相邻，文件偏移也相邻	能
同一 memfd，VA 相邻，但文件偏移不连续（离散页拼在一起）	不能
一个 memfd + 一个私有匿名	不能（`vm_file` 不同）
权限不同（一个 RW，一个 RO）	不能

7. 透明大页（THP）与 VMA

PMD 级大页（x86-64 上 2 MiB）能否用于某个地址，由 thp_vma_suitable_order 判断：

c 复制代码

/* 非匿名 VMA：VA 与文件偏移必须按大页对齐 */
if (!vma_is_anonymous(vma)) {
        if (!IS_ALIGNED((vma->vm_start >> PAGE_SHIFT) - vma->vm_pgoff,
                        hpage_size >> PAGE_SHIFT))
                return false;
}
/* 对齐后的 2M 区间必须完整落在同一个 VMA 内 */
haddr = ALIGN_DOWN(addr, hpage_size);
if (haddr < vma->vm_start || haddr + hpage_size > vma->vm_end)
        return false;

所以：

VMA 被切成小于 2 MiB 的碎片 → 该区间只能用 4 KiB PTE 映射。
对 memfd/shmem 来说，还要求 VA - pgoff 按 2 MiB 对齐。
大页映射可以显著减少 TLB miss。这是 VMA 形状间接影响访存性能的主要途径。

8. 特殊映射：`VM_PFNMAP` / `VM_IO`

设备 mmap（如 /dev/mem、GPU 显存 BAR）通常带有 VM_PFNMAP | VM_IO | VM_DONTEXPAND：

PTE 直接指向 PFN，可能没有对应的 struct page，或不应被内核当作普通页管理；
GUP / HMM 等需要 struct page 的路径会拒绝或受限；
mremap 的部分功能被禁止（见 §9）。

排查时可在 /proc/<pid>/smaps 中查看对应映射的 VmFlags 行（pf 表示 VM_PFNMAP，io 表示 VM_IO，de 表示 VM_DONTEXPAND，sh 表示 VM_SHARED）。

承上启下：带入第二部分的三个结论

第二部分分析 mremap 时，会反复用到第一部分的三个结论：

硬件只看页表 （§1）：mremap 只要搬动页表项，就能让新地址指向原来的物理页，不需要复制数据。
共享靠 page cache，不靠映射手段（§4--§5）：一个 VA 的 PTE 被搬走之后，它再次缺页能否找回原来的物理页，只取决于映射类型是 A、B、C 还是 D。
VMA 合并要求 vm_pgoff 连续 （§6--§7）：把离散段拼到连续 VA 上，VA 连续了，但 vm_pgoff 通常不连续，因此 VMA 合并不了，也影响 THP。

第二部分：mremap

9. 接口与参数约束

c 复制代码

void *mremap(void *old_address, size_t old_size, size_t new_size,
             int flags, ... /* void *new_address */);

flag	含义
`MREMAP_MAYMOVE`	允许把映射搬到新地址
`MREMAP_FIXED`	必须搬到 `new_address`（需同时带 `MAYMOVE`）
`MREMAP_DONTUNMAP`	搬移后保留源 VMA（需带 `MAYMOVE`，且 `old_size == new_size`）

参数检查见 check_mremap_params 与 check_prep_vma，几个容易踩的点：

一次 mremap 不能跨越源 VMA 的末尾：
c 复制代码
```
if (old_len > vma->vm_end - addr)
        return -EFAULT;
```
如果要搬的源区间由多个 VMA 组成，必须分段调用。

MREMAP_DONTUNMAP 不支持 VM_PFNMAP / VM_DONTEXPAND（即 §8 的特殊映射）：

c 复制代码

if ((vrm->flags & MREMAP_DONTUNMAP) &&
                (vma->vm_flags & (VM_DONTEXPAND | VM_PFNMAP)))
        return -EINVAL;

old_size == 0（复制映射）只允许共享映射，这与 §5 的结论一致------只有共享映射才能被另一个 VA 稳定地共享：
c 复制代码
```
if (!old_len && !(vma->vm_flags & (VM_SHARED | VM_MAYSHARE)))
        return -EINVAL;
```
MREMAP_DONTUNMAP 相当于地址空间增加了 old_len，需要通过 may_expand_vm 检查（mremap.c）；对带 VM_ACCOUNT 的私有可写映射还会额外计入 commit 计数。

历史：MREMAP_DONTUNMAP 在 5.7 引入时只支持私有匿名映射，5.13 起扩展到共享映射和文件映射。

10. 整体流程

对应代码：move_vma → copy_vma_and_data → dontunmap_complete。

接下来按流程依次展开：目标地址（§11）→ 新 VMA（§12）→ 搬页表（§13）→ 源 VMA 的去留（§14）。

11. 目标地址：`MREMAP_FIXED` 先清空

mremap_to 中会先对目标区间做 do_munmap。

因此目标地址上原来是什么映射、带什么 flag，都不影响结果------它只起到"占住一段地址，不让别人用"的作用。

常见的占位写法：

c 复制代码

/* 只占地址：不占 commit 额度，误访问立即 SIGSEGV */
void *placeholder = mmap(NULL, total, PROT_NONE,
                         MAP_PRIVATE | MAP_ANONYMOUS | MAP_NORESERVE, -1, 0);

用 MAP_SHARED | MAP_ANONYMOUS 做占位并不会让结果变成"共享"，反而会额外创建一个 shmem 对象（§2）并计入 commit。

12. 新 VMA：完全继承自源 VMA

copy_vma_and_data 按 §2 的线性公式计算新 VMA 的 pgoff：

c 复制代码

unsigned long internal_offset = vrm->addr - vrm->vma->vm_start;
unsigned long internal_pgoff  = internal_offset >> PAGE_SHIFT;
unsigned long new_pgoff       = vrm->vma->vm_pgoff + internal_pgoff;
...
new_vma = copy_vma(&vma, vrm->new_addr, vrm->new_len, new_pgoff, ...);

copy_vma 先尝试与目标位置的邻居合并（按 §6 的规则），失败则 vm_area_dup(vma) 复制一份：

vm_flags（包括 VM_SHARED、读写权限）、vm_file、vm_ops、mempolicy 全部来自源 VMA；
vm_pgoff 保持与源相同的"后备对象偏移"，这样缺页时仍能找到同一个 page cache 页；
私有匿名映射会 anon_vma_clone，让搬过去的匿名页仍能被反向映射找到。

一个特例：源是尚未缺页过 的私有匿名 VMA（anon_vma == NULL）时，pgoff 会改成新地址对应的值，以提高与邻居合并的机会。

结论：mremap 无法改变映射类型。新映射属于 A、B、C、D 中的哪一种，完全由源决定。

13. 搬移页表：不复制数据

move_page_tables：

c 复制代码

mmu_notifier_range_init(&range, MMU_NOTIFY_UNMAP, 0, mm,
                        pmc->old_addr, pmc->old_end);
mmu_notifier_invalidate_range_start(&range);
for (...) {
        /* 对齐时尽量整级搬移 PUD / PMD */
        if (pmd_trans_huge(*old_pmd)) {
                if (extent == HPAGE_PMD_SIZE &&
                    move_pgt_entry(pmc, HPAGE_PMD, old_pmd, new_pmd))
                        continue;
                split_huge_pmd(pmc->old, old_pmd, pmc->old_addr);  /* 不对齐则拆分大页 */
        } else if (extent == PMD_SIZE) {
                if (move_pgt_entry(pmc, NORMAL_PMD, old_pmd, new_pmd))
                        continue;
        }
        move_ptes(pmc, extent, old_pmd, new_pmd);                  /* 逐个搬 PTE */
}
mmu_notifier_invalidate_range_end(&range);

要点：

只搬页表项，物理页不动，数据不复制。由于硬件只看页表（§1），搬完后新 VA 就指向原来那些物理页。
源区间会触发 MMU_NOTIFY_UNMAP 通知------任何通过 MMU notifier 跟踪源区间的设备（例如 GPU userptr、HMM 镜像）都会收到失效通知。
源区间中是 THP 的部分，只有在 2 MiB 对齐且整段搬移时才会保持大页，否则会被拆成 4 KiB（对照 §7）。
源中从未被访问过的页没有 PTE，自然什么也不搬；新 VA 将来访问时按新 VMA 的类型缺页（§3）。

14. `MREMAP_DONTUNMAP`：源 VMA 保留但变空

不带该 flag 时，源区间被 unmap；带该 flag 时走 dontunmap_complete：

c 复制代码

/* 源 VMA 已没有页表项，无法再保持 mlock 状态 */
vm_flags_clear(vrm->vma, VM_LOCKED_MASK);

/* 整个源 VMA 都被搬走时，解除其 anon_vma 关联 */
if (new_vma != vrm->vma && start == old_start && end == old_end)
        unlink_anon_vmas(vrm->vma);

源 VMA 本身不会被拆分 （除非它带 VM_LOCKED 需要清标志，或带 VM_ACCOUNT 需要调整计费），属性不变，只是对应范围里已经没有 PTE。之后访问源地址会重新缺页，缺页结果取决于源 VMA 的类型------这正是第一部分 §3--§5 的内容。

14.1 四种映射下的结果

把 §4 的四种映射逐一代入：

源映射	已搬走的页，再访问源 VA	源中未访问过的页	新旧 VA 是否一直同步
**A. `MAP_PRIVATE	MAP_ANONYMOUS`**	`do_anonymous_page` 分配新零页	新旧两边各自缺页、各分配一页
**B. `MAP_SHARED	MAP_ANONYMOUS`**	在 shmem page cache 中找到同一页	两边缺页落到同一 shmem 页
C. `MAP_SHARED` + 文件/memfd	在 page cache 中找到同一页	同上	是
D. `MAP_PRIVATE` + 文件/memfd	映射 page cache 中的文件原始内容（写过的私有副本已在新 VA）	暂时共享 page cache，任一方写入后 COW 分离	否

本质：MREMAP_DONTUNMAP 只是"搬走 PTE、留下空 VMA"。两个 VA 能否共享同一份数据，取决于物理页是否有 page cache 身份（§5），而不是 mremap 本身。

14.2 实验验证

examples/mremap_demo.c 的 run() 在 v6.18.46 上的输出：

复制代码

private anon     dst[0]=W src[0]=0 | dst写p1→src见0 | src写p2→dst见0
shared anon      dst[0]=W src[0]=W | dst写p1→src见D | src写p2→dst见S
shared memfd     dst[0]=W src[0]=W | dst写p1→src见D | src写p2→dst见S
private memfd    dst[0]=W src[0]=F | dst写p1→src见F | src写p2→dst见F

解读（memfd 预先填充为 F；搬移前对源第 0 页写了 W）：

dst[0]：所有情况下新 VA 都拿到了原物理页（W），证明搬的是 PTE。
src[0]：私有匿名得到零页；共享映射重新找到同一页（W）；私有文件回落到文件原始内容（F）。
之后的双向写入：只有共享映射（B、C）两边能互相看到。

15. 循环 `mremap` 拼接离散段

典型用法：先用一段 PROT_NONE 占位映射（§11）占住目标区间，再对每段离散区间依次调用 mremap(..., MREMAP_MAYMOVE | MREMAP_FIXED | MREMAP_DONTUNMAP, dst + off)，把它们顺序搬到这段连续 VA 上。实现见 examples/mremap_demo.c 的 loop_demo()。

每次调用都会：

MREMAP_FIXED 清掉目标子区间里的占位映射（§11）；
copy_vma 为这一段建一个新 VMA，并尝试与左边（上一轮放进来的段）合并（§12）；
合并条件就是 §6：vm_flags、vm_file、anon_vma 一致，且 vm_pgoff 连续。

因此：

源段的分布	目标区间的 VMA 数量
来自同一后备对象，偏移离散（常见）	N 个，无法合并
来自同一后备对象，偏移恰好首尾相接，且按顺序搬移	合并为更少的 VMA
来自不同文件/不同类型	N 个

实验结果（loop_demo()：同一 memfd，取每隔一页的离散页 vs. 连续页）：

复制代码

scattered: src VMAs 1 -> 1, dst VMAs 8
contiguous: dst VMAs 1

可以看到：

偏移离散时，目标区间有 8 个 VMA；偏移连续时合并为 1 个。
源 VMA 没有被拆分（仍是 1 个），与 §14 的分析一致。

注意：目标区间最终 VA 是连续的，但 VMA 不一定是一个 。许多内核子系统（例如 HMM 的 hmm_range_fault、GUP）只要求 VA 区间连续、无空洞，可以跨越多个 VMA 工作。

16. 开销与限制

项目	影响
系统调用次数	每段一次，N 段就是 N 次
`mmap_lock`	每次都持写锁，会与同进程其他线程的缺页、mmap 竞争
TLB 刷新	每次搬移后需要刷新源区间的 TLB，多线程进程会触发 IPI
MMU notifier	每次都会对源区间发出失效通知（§13）
VMA 数量	目标侧最多增加 N 个；进程总数受 `vm.max_map_count`（默认 65530）限制
THP	段不按 2 MiB 对齐时，源中的大页被拆分；目标侧 VMA 碎片化后也无法再使用 PMD 映射（§7）
稳态访存	搬移完成后与普通映射无差别（硬件只看页表，§1）

17. 总结

地址空间基础

硬件只看页表/TLB；VMA 是软件描述，只在慢路径使用。
四种映射中，只有共享映射（含 MAP_SHARED|MAP_ANONYMOUS、memfd）的物理页有可重新查找的身份，因此能被多个 VA 稳定共享。
VMA 合并要求属性一致且 vm_pgoff 线性连续；VMA 被切碎或不对齐会使 THP 失效。
VM_PFNMAP/VM_IO 映射是一类特殊对象，许多通用内存操作对其受限。

mremap

mremap 搬的是页表项，物理页不动、数据不复制。
MREMAP_FIXED 会先 munmap 目标区间，占位映射的类型和 flag 无关紧要。
新 VMA 的所有属性继承自源 VMA，mremap 无法改变映射类型。
MREMAP_DONTUNMAP 留下一个空的源 VMA：共享映射（B、C）的新旧 VA 通过 page cache 共享同一批物理页；私有映射（A、D）的新旧 VA 立即或最终分离。
循环拼接离散段时，目标区间 VA 连续，但通常是 N 个 VMA；只有后备偏移连续时才会合并。
VM_PFNMAP/VM_DONTEXPAND 映射不能用 MREMAP_DONTUNMAP；单次 mremap 不能跨 VMA。

附录：实验程序

文件	对应章节	内容
examples/share_demo.c	§5	同一 memfd 的 shared / private 映射是否共享物理页
examples/mremap_demo.c	§14.2、§15	`run()`：四种映射下 `MREMAP_DONTUNMAP` 的结果；`loop_demo()`：循环拼接后的 VMA 数量

编译运行：

bash 复制代码

cd docs/mm-basics/examples
gcc -o share_demo  share_demo.c  && ./share_demo
gcc -o mremap_demo mremap_demo.c && ./mremap_demo

注：上述代码程序无法附加到文件，有需要的私我。

Linux 地址空间与 mremap：从页表、VMA 到 MREMAP_DONTUNMAP

导读

本文回答的问题

第一部分：地址空间基础

1. 三层模型：VA → 页表 → 物理页

2. VMA 的关键字段

mmap 时 VMA 的类型如何确定

3. 缺页：物理页从哪里来

4. 四种映射的对比

5. 多个 VA 映射同一物理页的条件

小实验

6. VMA 合并

7. 透明大页（THP）与 VMA

8. 特殊映射：VM_PFNMAP / VM_IO

承上启下：带入第二部分的三个结论

第二部分：mremap

9. 接口与参数约束

10. 整体流程

11. 目标地址：MREMAP_FIXED 先清空

12. 新 VMA：完全继承自源 VMA

13. 搬移页表：不复制数据

14. MREMAP_DONTUNMAP：源 VMA 保留但变空

14.1 四种映射下的结果

14.2 实验验证

15. 循环 mremap 拼接离散段

16. 开销与限制

17. 总结

附录：实验程序

`mmap` 时 VMA 的类型如何确定

8. 特殊映射：`VM_PFNMAP` / `VM_IO`

11. 目标地址：`MREMAP_FIXED` 先清空

14. `MREMAP_DONTUNMAP`：源 VMA 保留但变空

15. 循环 `mremap` 拼接离散段