当一个任务（进程）执行系统调用而陷入内核代码中执行时，我们就称进程处于内核运行态（内核态）。在内核态下，CPU可执行任何指令。当进程在执行用户自己的代码时，则称其处于用户运行态（用户态）。用户态不能访问内核空间，包括代码和数据。

进程处于用户态时能访问的是用户空间，处于内核态时能访问的称为内核空间。

CPU执行程序所访问的地址都是虚拟地址，MMU 必须通过读取控制寄存器CR3中的值作为当前页面目录的指针，进而根据分页内存映射机制（参看相关文档）将该虚拟地址转换为真正的物理地址才能让CPU真正的访问到物理地址。

进程有4G的寻址空间，其中第一部分为“用户空间”，用来映射其整个进程空间（0x0000 0000－0xBFFF FFFF）即3G字节的虚拟地址；第二部分为“系统空间”，用来映射（0xC000 0000－0xFFFF FFFF）1G字节的虚拟地址。可以看出Linux系统中每个进程的页面目录的第二部分是相同的，所以从进程的角度来看，每个进程有4G字节的虚拟空间，较低的3G字节是自己的用户空间，最高的1G字节则为与所有进程以及内核共享的系统空间。

if(数据在物理内存中)
        {        虚拟地址转换成物理地址
                 读数据 }
        else
        {     if(数据在磁盘中)
              {
                     if(物理内存还有空闲)
                     {          把数据从磁盘中读到物理内存
                                 虚拟地址转换成物理地址
                                 读数据
                     }
                     else
                     {          把物理内存中某页的数据存入磁盘
                                 把要读的数据从磁盘读到该页的物理内存中
                                 虚拟地址转换成物理地址
                                 读数据
                     }
              }
              else
              {     报错        } }

 

 

 

我觉得有三种解决方案.第一种性能差些,但是简单,即先从内核到内核dma,然后再调用现成的copy_to_usr等函数.第二种就是搜索该用户进程的页表,(找到该进程的task结构,task->pgd...),从页表中搜索虚拟地址对应的物理地址.第三种就是在内核中开辟一块内存,用于存放dma后的数据,然后将它映射到用户空间去.这种方法我以前采用过,依稀的一些印象是.mknod一个设备文件,然后对该设备文件进行一些ioctl请求(ioctl的各个操作函数当然是自己写),必需实现的一个函数是该文件的***_mmap.(这样mmap系统调用->do_mmap()->do_mmap_pgoff()然后再找到你的***_mmap()),在这个map函数中,一个关键可用的内核函数是remap_page_range().该函数则可用来生成一个用户空间的vma段,然后将其和给定的物理内存(设备文件片断)联系起来,将返回的虚拟地址传回用户空间(ioctl)后,就可以在用户空间对那块内存操作了