本章内容分为三个部分：
- 第一部分讲述了mmap系统调用的实现过程。将设备内存直接映射到用户进程的地址空间，尽管不是所有设备都需要，但是能显著的提高设备性能。
- 如何跨越边界直接访问用户空间的内存页，一些相关的驱动程序需要这种能力。在很多情况下，内核执行了该种映射，而无需驱动程序的参与。
- 直接内存访问（DMA）I/O操作，它使得外设具有直接访问系统内存的能力。
关注Linux内存管理实现的主要特性，而非讲述操作系统中内存管理的理论。
1.1 地址类型
Linux是一个虚拟内存系统，意味着用户程序所使用的地址与硬件使用的物理地址是不同的。
虚拟内存是一个简介层，系统中运行的程序可以分配比物理内存更多的内存。甚至单独进程都拥有比系统物理内存更多的虚拟地址空间。
在任何情况下使用何种类型的地址，内核代码并未明确加以区分，因此程序对此要仔细处理。
- 用户虚拟地址：这是在用户空间程序所能看到的常规地址。用户地址或者32位的，或者是64位的
- 物理地址：该地址在处理器和系统内存之家使用。
- 总线地址：该地址在外围总线和内存之间使用。通常他们与处理器使用的物理地址相同，但这么做并不是必须的。一些计算机提供I/O内存管理（MMU），实现总线和主内存之间的重新映射。
- 但使用DMA时，MMU变成了一个额外的操作。
- 内核逻辑地址：内核逻辑地址组成了内核的常规地址空间。kmalloc返回的就是内核逻辑地址
- 内核虚拟地址：内核虚拟地址和内核逻辑地址，都将内核空间的地址映射到物理地址上。内核虚拟地址与物理地址的映射不是一一对应的。
如果有一个逻辑地址，宏__pa()（在<asm/page.h>中定义）返回其对应的物理地址，
使用宏__va()也能将物理地址逆向映射到逻辑地址，但这只对低端内存页有效。
1.2 物理地址和页
物理地址被分散成离散的单元，称之为页。系统对内存的操作都是基于单个页的。
每个页的大小随体系架构的不同而不同，大多数系统使用4095个字节。常量PAGE_SIZE（在<asm/page.h>中定义）给出了在任何指定体系架构下的大小。
1.3 高端与低端内存
大量的32位系统中，系统的寻址空间不能大于4GB。内核在（x86中）将4GB的虚拟地址空间分割成用户空间和内核空间。
典型的分配是1GB内核空间，3GB的用户空间。内核对任何内存的访问，都需要映射至虚拟地址空间内核部分的大小，再减去内核代码自身所占用的空间。
低端内存：在于内核空间上的逻辑地址内存。
高端内存：那些不存在逻辑地址的内存，它们处于内核虚拟地址之上。
1.4 内存映射和页结构
内核使用逻辑地址来引用物理内存中的页。支持高端内存后，在高端内存中无法使用逻辑地址。内核处理内存的函数趋向于使用指向page结构的指针（在<linux/mm.h>中）。
/* * Each physical page in the system has a struct page associated with * it to keep track of whatever it is we are using the page for at the * moment. Note that we have no way to track which tasks are using * a page, though if it is a pagecache page, rmap structures can tell us * who is mapping it. */ struct page { unsigned long flags; /* Atomic flags, some possibly * updated asynchronously */ atomic_t _count; /* Usage count, see below. */ union { /* * Count of ptes mapped in * mms, to show when page is * mapped & limit reverse map * searches. * * Used also for tail pages * refcounting instead of * _count. Tail pages cannot * be mapped and keeping the * tail page _count zero at * all times guarantees * get_page_unless_zero() will * never succeed on tail * pages. */ atomic_t _mapcount; struct { /* SLUB */ u16 inuse; u16 objects; }; }; union { struct { unsigned long private; /* Mapping-private opaque data: * usually used for buffer_heads * if PagePrivate set; used for * swp_entry_t if PageSwapCache; * indicates order in the buddy * system if PG_buddy is set. */ struct address_space *mapping; /* If low bit clear, points to * inode address_space, or NULL. * If page mapped as anonymous * memory, low bit is set, and * it points to anon_vma object: * see PAGE_MAPPING_ANON below. */ }; #if USE_SPLIT_PTLOCKS spinlock_t ptl; #endif struct kmem_cache *slab; /* SLUB: Pointer to slab */ struct page *first_page; /* Compound tail pages */ }; union { pgoff_t index; /* Our offset within mapping. */ void *freelist; /* SLUB: freelist req. slab lock */ }; struct list_head lru; /* Pageout list, eg. active_list * protected by zone->lru_lock ! */ /* * On machines where all RAM is mapped into kernel address space, * we can simply calculate the virtual address. On machines with * highmem some memory is mapped into kernel virtual memory * dynamically, so we need a place to store that address. * Note that this field could be 16 bits on x86 ... ;) * * Architectures with slow multiplication can define * WANT_PAGE_VIRTUAL in asm/page.h */ #if defined(WANT_PAGE_VIRTUAL) void *virtual; /* Kernel virtual address (NULL if not kmapped, ie. highmem) */ #endif /* WANT_PAGE_VIRTUAL */ #ifdef CONFIG_WANT_PAGE_DEBUG_FLAGS unsigned long debug_flags; /* Use atomic bitops on this */ #endif #ifdef CONFIG_KMEMCHECK /* * kmemcheck wants to track the status of each byte in a page; this * is a pointer to such a status block. NULL if not tracked. */ void *shadow; #endif };