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处理器的cr0寄存器Pcd标志用来启用或者禁用高速缓存电路。
pcd标志是访问叶匡中的数据时高速缓存是否开启，pwt表示将数据写到叶匡的时候采用的回写策略是通写还是回写。
TLB用于缓存刚刚被访问的物理地址。每个cpu都有一个TLB。
常用宏功能：
PAGE_SHIFT:指定offset字段的位数，页框大小。
PMD_SHIFT指定线性地址的offset字段与table字段的总位数。32位当PAE被禁用的时候是22位offset（12）+table（10），PMD_MASK为0xffe00000。
PUD_SHIFT:页上级目录项所映射的区域大小的对数。32位的环境上由于是两级页表所以总是等于PMD_SHIF。
PGDIR_SHIFT:页全局目录项所能映射的区域大小的对数。PGDIR_MASK宏用于屏蔽offset、table、middle、upper字段的所有位。
PTRS_PER_PTE、OTRS_PED_PMD、PTRS_PER_PUD、PTRS_PER_PGD用于计算页表、页中间目录、页上级目录和页全局目录表中的表项个数。
pte_t、pmd_t、pud_t、pgd_t分别描述页表项、页中间目录项、页上级目录和页全局目录定义。
__pte\__pmd\__pud\__pgd\__pgprot和pte_val\pmd_val\pud_val\pgd_val\pgprot_val是将相应表项和无符号整数相互转换。
pte_none\pmd_none\pud_none\pgd_none表示相应的表项值为0则返回1否则返回0。
pte_clear\pmd_clear\pud_clear\pgd_clear清除相应的表项，set_pte\set_pmd\set_pud\set_pgd向一页表中写入指定的值。
pte_same表示两个页表项指向相同的页且有相同的访问优先级则返回1否则返回0。
pmd_large（e）当e指向大型页则返回1。
pmd_bad用于检查传入的页中间目录参数，如果页中间所指向的页表满足下列之一返回1。
a页不存在（present标志被清除）b页只允许读访问(read\write标志被清除) c access或者 dirty标志被清除。pud_bad和pgd_bad总是返回0，没有定义pte_bad。
pte_user\pte_read读取user/supervisor标志
pte_write\pte_exec读取read/write标志
pte_dirty 读取dirty标志
pte_young 读取accessed标志
pte_file读取dirty标志
设置页标志函数：
mk_pte_huge设置页表中的page size和present标志
pte_wrprotect 清除read/write标志
pte_rdprotect/pte_exprotect 清除user/supervisor标志
pte_mkwrite 设置read/write标志
pte_mkread/pte_mkexec ?设置user/supervisor标志
pte_mkclean 清除dirty标志
pte_mkdirty 设置dirty标志
pte_mkold/pte_mkyoung ?清除/清除accessd标志
pte_modify(p,v) 把页表p所有访问权限设置为v
ptep_set_wrprotect 与pet_protect类似但是只是针对页表项。
petp_set_access_flags 如果dirty为1则将页的存取权限设置为指定的值，并且调用flush_tlb_page函数刷新tlb。
ptep_test_and_clear_dirty 只是针对页表项
petp_test_and_clear_young 只是针对页表项
页表操作宏：
pgd_index（addr） 找到现行地址addr对应的目录项在页全局目录中的索引。
pgd_offset（mm,addr）根据addr找到页全局目录内的相应页目录项的线性地址。
pgd_offset_k(addr) 产生内核页全局目录包含addr的目录项。
pgd_page（pgd） 产生页上级目录所在页框的页描述符地址。
pud_offset(pgd,addr) 页上级目录中目录项addr对应的线性地址
pud_page（pud） 通过页上级目录pud产生相应的页中间目录的线性地址。
pmd_index(addr) 产生线性地址addr在页中间目录的目录项的索引
pmd_page（pmd） 页中间目录项pmd产生的页表描述符地址。
mk_pte（p,prot） 接收页描述符地址p和存取权限prot作为参数
pte_index(addr) 产生线性地址addr对应的表项在页表中的索引
pte_offdset_kernel（dir,addr），dir是页中间目录，线性地址addr在页中间目录dir中的对应的项即页表的线性地址。
pte_offset_map（dir，addr）接收指向一个页中间目录项的指针dir和线性地址addr作为参数，产生与线性地址addr相对应的页表项的线性地址。
pte_page（x） 返回页表项x所引用的描述符地址
pte_to_pgoff（pte） 从一个页表项的pte字段中提取文件偏移量，这个文件偏移量对应着一个非线性文件内存映射所在的页。
pgoff_to_pte（offset）为非线性文件内存所映射的页创建对应的页表项的内容
pgd_alloc（mm） \pgd_free分配一个新的页全局目录
pud_alloc(mm,pgd,addr)/pud_free分配pud
pmd_alloc（mm,pud,addr）/pmd_free，为addr分配个新的页中间目录
pte_alloc_(mm,pmd,addr) 如果页中间目录为空则分配个新的页表，addr对应的项目被创建且user/supervisor标志被设置为1。如果页表在高端内存则建立一个临时映射
pte_alloc_kernel(mm,pmd,addr)分配一个新的页表然后返回与addr相关的线性地址。
pte_free（pte）释放与页描述符指针相关的页表
pte_free_kernel(pte) 内核主页表使用类似与pte_free
clear_page_range(mmu,start,end)从线性地址start到end通过反复释放页表和清除页中间目录项来清除进程页表内容。
set_fixmap(idx,phyaddr)将idx指定的页表设置为phyaddr指定的物理地址
set_fixmap_nocache(idx,phyaddr)类似set_fixmap 只是多设置了pcd标志表示不使用cache缓存。
L1_CACHE_BYTES?表示高速缓存行的L1的大小以字节为单位
flush_tlb_all ??刷新所有的TLB表项。
flush_tlb_kernel_range刷新给定范围内的所有的TLB表
flush_tlb 刷新当前进程拥有的非全局页相关的所有TLB
flush_tlb_mm 刷新指定进程拥有的TLB非页全局相关的所有TLB
flush_tlb_range 刷新指定进程的线性地址间隔对应的TLB表项
flush_tlb_pgtables 刷新指定进程中特定的相邻页表集相关的TLB
flush_tlb_page 刷新指定进程中单个页表项相关的TLB表项
任何进程切换都会更新活动页表集，本地tlb必须刷新
_count 页的引用计数 ?page_count（）函数返回_count+1后的值
flags ?页框状态的标志
使用GFP_KERNEL的标志分配内存页面即使没有足够的页面也不会被阻塞，仅仅是分配失败而已，，一般情况下内核会保留一个页框池，在内存不足时供GFP_KERNEL使用，保留内存数量存放在min_free_kbytes（KB）；
请求页框标志：?
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组合标志：
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page_address(mm/highmem.c)：返回页框对应的线性地址
1 根据PG_highmem标志判断页框是否在高端地址，不在则直接根据页框下标转换成物理地址再转换成线性地址。
2 是高端地址，则到page_address_htable散列表查找，找到对应的页框则返回线性地址否则返回NULL;
永久映射：
高端内存映射函数(arm arch/arm/mm/highmem.c)：
kamp
1 首先判断页框是否是高端地址通过PG_highmem标志。不是则通过page_address直接返回对应的线性地址。
2 是高端地址调用kmap_high
- 调用page_address检查是否已经被映射，没有则调用map_new_virtual
- 增加引用计数
- 如果刷新完所有的kamp_count依旧没有找到空闲的则进入睡眠阻塞，唤醒之后调用page_address查看是否别人已经映射了，如果没有则重新查找。
?map_new_virtual:
- 遍历pkmap_count查找一个空项，保存查找到的索引值
- 设置特殊页表pkmap_page_table的索引值对应的项，设置 ???????????????????
pkmap_count表示已经使用。
对应的函数kunmap
??1 如果不是高端地址页框则直接返回，因为永远线性映射区不需要释放
2 调用 kunmap_high去释放
kunmap_high：
- 将pkmap_count对应的项减一
- 如果减一之后为1则判断是否存在睡眠等待的进程，存在则唤醒
struct vm_struct {
????struct vm_struct ???*next;//指向下一个vm,链表第一个元素被vmlist变量指向
????void ???????????*addr;//内存区的第一个内存单元线性地址
????unsigned long ??????size;//内存区大小+4096
????unsigned long ??????flags;//非连续内存区映射的内存类型
????struct page ????**pages;//指向nr_pages数组指针，该数组由指向页描述符的指针组成
????unsigned int ???????nr_pages;//内存区填充的页面的个数
????phys_addr_t ????phys_addr;//该字段为0,除非内存已经被创建来映射一个硬件设备的io共享内存
????const void ?????*caller;
};
flags：
VM_ALLOC表示vmalloc得到的页
VM_MAP 使用vmap映射的已经被分配的页
IO_IOREMAP 表示使用ioremap映射的硬件设备的板上内存
get_vm_area如果flags没有指定VM_NO_GUARD则添加vmalloc的间隙。
vmalloc函数的解析：
{
return __vmalloc_node_flags(size, NUMA_NO_NODE,GFP_KERNEL);
}
return __vmalloc_node(size, 1, flags, PAGE_KERNEL,node, __builtin_return_address(0));
??1 ???获取vm且设置va（首先查找全局free_vmap_cache红黑树找到开始地址最小的va，然后从此vm开始遍历查找两个va之间最小的且合适的间隙如果没有找到则在va末尾添加一个，然后将va信息填充到vm里）
2 ???调用__vmalloc_area_node去获取物理页面并且设置页表。
临时映射：可以用在中断或者可延迟函数内部不会阻塞上下文。注意是在kmap_atomic关抢占在__kunmap_atomic才会打开抢占。pagefault也一样。
kmap_atomic:建立临时映射
1 判断是否是高端地址，如果不是直接调用page_address返回线性地址
2 对于高端地址则设置pte页表为page构造的pte。
__kunmap_atomic：解除临时映射
????1 刷新dcache 。
2 清除对应的页表。
__zone_watermark_ok：检查水位是否符合指定的值
1 首先判断是否设置了ALLOC_HARDER或者ALLOC_OOM值，如果设置了则认为是alloc_harder申请。如果没有指定则将free_pages减去nr_reserved_highatomic，去掉高端保留内存
2 指定了则继续判断是否指定了ALLOC_OOM，如果指定了则设置min减半否则min减少1/4。
3 判断free_pages是否小于min+z->lowmem_reserve，如果小于则返回false
4 判断传入参数order为0 则立即返回真
5 从order开始遍历存在非空的则返回true，如果是alloc_harder，则MIGRATE_HIGHATOMIC不空则也返回true。
总结就是判断在mark和保留内存水位之上且存在一个大于等于order的连续内存。
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