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1. 地址映射管理
1.1. 映射机制设计
对之前的内存管理机制设计的映射部分做了修改：
- 内核空间使用单独的KernelMapper来完成映射过程。并且，对于用户空间的映射，由每个进程专有的UserMapper来负责。区别：内核空间的映射不维护VMA。（将来实现换页机制的时候，内核空间不会被换出）
- KernelMapper是全局的CAS锁，并且允许本地核心双重加锁。（DragonOS已有的SpinLock不允许本地核心双重加锁）
每个进程都有自己的UserMapper实例，用于管理自身的用户地址空间。在用户空间的映射，必须通过VMA来管理。
1.2. 内核映射设计
内核位于高地址空间，0xffff_8000_0000_0000开始的虚拟地址空间。对于所有物理地址，默认将其映射到这一段虚拟地址空间上。（具有线性偏移量）
KernelMapper负责内核空间的映射管理。
KernelMapper内部具有一个PageMapper实例：innerkm。KernelMapper具有一个全局CAS锁，这个CAS具有引用计数功能，允许同一个cpu核心两次进入临界区。（case：原本已经加上锁，然后中断到来，中断上下文内又要加锁）。
1.3. 用户空间映射设计
用户空间的映射管理涉及到的数据结构关系如下：
每个PCB中都有一个地址空间结构体AddressSpace. 这个Address Space里面就包含了mapper、映射信息结构体（UserMappings）以及mmap区域的最低地址。
然后，UserMappings结构里面，具有两个东西：当前进程的所有vma的集合、当前进程的用户地址空间的空洞。这个空洞只的就是，还未被使用的地址空间（注意不是未被映射的）。
2. VMA相关机制设计
2.1. 引入VMA的目的
引入VMA的目的是便于统一管理具有相同属性的一组页面。并且能够支持匿名页的反向映射：根据物理页，查询具有这个物理页的映射的所有页表。
关于匿名页反向映射的必要性，考虑这样一种情况：我们决定要将页面A换出内存，并且，假定当前系统运行1000个进程，其中，页面A出现在了5个进程的页表之中。我们要在这5个进程的页表里面，把页面A置为not-present. 这个“根据物理页，找具有它的映射的所有页表”的过程，就是匿名页反向映射。
如果没有VMA，那么我们必须遍历这1000个进程的所有页表项，才能确定这个物理页出现在了哪些页表的哪些位置。这是很低效的。为此我们才引入VMA，以支持高效的匿名页反向映射。
2.2. VMA的几个数据结构之间的关系
每个匿名页（物理内存页）对应一个anon_vma结构体。这个结构体内维护一个链表，包含指向所有“映射了这个物理页的VMA”。也就是说，一旦把物理页映射到VMA内，那么就要把VMA加入到链表中。
2.3. VMA
每个VMA结构体内部包含的信息如下所示，
包含了：
- 这个VMA管理的地址范围
- 范围内的页面的权限标志位
- 这个VMA是否已经映射
- 如果这个VMA对应的是后备页，存储涉及到的后备页的信息，如文件描述符、偏移量等。
2.4. 当前VMA机制设计的缺陷
当前的设计具有一些缺陷:
- 数据量大时，查询慢：举个例子：当进程不断fork，产生1000个子进程，每个进程有1000个匿名页时，这个anon_vma链表将会变得非常庞大，导致每次查询都会非常慢。将来可通过引入类似Linux的anon_vma_chain的设计来解决。
- anon_vma占用空间大：当前会为每个页面维护独立的anon_vma以及链表，这将会导致很大的内存空间占用。将来可以考虑重用anon_vma，也就是合并相同的anon_vma,以减少内存空间占用。
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