Linux页框管理
在前面的博文里，我们讲解了基于80x86体系的Linux内核分段和分页机制，并详细地讨论了Linux的内存布局。有了这些基本概念以后，我们就来详细讨论内核如何动态地管理那些可用的内存空间。
对于80386这种32位的处理器结构，Linux采用4KB页框大小作为标准的内存分配单元。内核必须记录每个页框的当前状态，例如，区分哪些页框包含的是属于进程的页，而哪些页框包含的是内核代码或内核数据。内核还必须能够确定动态内存中的页框是否空闲，如果动态内存中的页框不包含有用的数据，那么这个页框就是空闲的。在以下情况下页框是不空闲的：包含用户态进程的数据、某个软件高速缓存的数据、动态分配的内核数据结构、设备驱动程序缓冲的数据、内核模块的代码等等。
内核用数据结构page描述一个页框的状态信息，所有的页描述符存放在全局mem_map数组中，其数组的下标为页框号（pfn）。因为每个描述符长度为32字节，所以mem_map所需要的空间略小于整个RAM的1%。
那么一个页描述符怎样与一个占据4k的页框相联系（映射）呢？有了mem_map数组，这个问题就很简单了。因为如果知道了page数据的地址pd，用pd去减去mem_map就得到了pd的页框号pfn。那么这个物理页的物理地址是physAddr = pfn << PAGE_SHIFT 。
在得知该物理页的物理地址是physAddr后，就可以视physAddr的大小得到它的虚拟地址：
1.physAddr < 896M 对应虚拟地址是 physAddr + PAGE_OFFSET (PAGE_OFFSET=3G)
2.physAddr >= 896M 对应虚拟地址不是静态映射的，通过内核的高端虚拟地址映射得到一个虚拟地址。
在得到该页的虚拟地址之后，内核就可以正常访问这个物理页了。
内核提供一个virt_to_page(addr)宏来产生线性地址addr对应的页描述符地址。pfn_to_page(pfn)宏产生与页框号pfn对应的页描述符地址。相反，也提供page_to_pfn(pg)宏来产生页描述符对应的页的页框号pfn。注意，针对80x86结构，上述宏并不是直接通过men_map数组来确定页框号的，而是通过内存管理区的zone_mem_map来确定的，不过原理是一样的：
#define page_to_pfn(pg) \
({ \
struct page *__page = pg; \
struct zone *__zone = page_zone(__page); \
(unsigned long)(__page - __zone->zone_mem_map)
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set feedback off; //回显本次sql命令处理的记录条数，缺省为on
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