1. 内核初始化：
* 内核建立好内核页目录页表数据库，假设物理内存大小为len，则建立了[3G–3G+len]::[0–len]这样的虚地址vaddr和物理地址paddr的线性对应关系；
* 内核建立一个page数组，page数组和物理页面系列完全是线性对应，page用来管理该物理页面状态，每个物理页面的虚地址保存在page->virtual中；
* 内核建立好一个free_list，将没有使用的物理页面对应的page放入其中，已经使用的就不用放入了；
2. 内核模块申请内存vaddr = get_free_pages(mask,order)：
* 内存管理模块从free_list找到一个page，将page->virtual作为返回值，该返回值就是对应物理页面的虚地址；
* 将page从free_list中脱离；
* 模块使用该虚拟地址操作对应的物理内存；
3. 内核模块使用vaddr，例如执行指令mov(eax, vaddr)：
* CPU获得vaddr这个虚地址，利用建立好的页目录页表数据库，找到其对应的物理内存地址；
* 将eax的内容写入vaddr对应的物理内存地址内；
4. 内核模块释放内存free_pages(vaddr,order)：
* 依据vaddr找到对应的page；
* 将该page加入到free_list中；
5. 用户进程申请内存vaddr = malloc(size)：
* 内存管理模块从用户进程内存空间(0–3G)中找到一块还没使用的空间vm_area_struct(start–end)；
* 随后将其插入到task->mm->mmap链表中；
6. 用户进程写入vaddr(0-3G)，例如执行指令mov(eax, vaddr)：
* CPU获得vaddr这个虚地址，该虚地址应该已经由glibc库设置好了，一定在3G一下的某个区域，根据CR3寄存器指向的current->pgd查当前进程的页目录页表数据库，发现该vaddr对应的页目录表项为0，故产生异常；
* 在异常处理中，发现该vaddr对应的vm_area_struct已经存在，为vaddr对应的页目录表项分配一个页表；
* 随后从free_list找到一个page，将该page对应的物理页面物理首地址赋给vaddr对应的页表表项，很明显，此时的vaddr和paddr不是线性对应关系了；
* 将page从free_list中脱离；
* 异常处理返回；
* CPU重新执行刚刚发生异常的指令mov(eax, vaddr)；
* CPU获得vaddr这个虚地址，根据CR3寄存器指向的current->pgd，利用建立好的页目录页表数据库，找到其对应的物理内存地址；
* 将eax的内容写入vaddr对应的物理内存地址内；
7. 用户进程释放内存vaddr，free(vaddr)：
* 找到该vaddr所在的vm_area_struct；
* 找到vm_area_struct:start–end对应的所有页目录页表项，清空对应的所有页表项；
* 释放这些页表项指向物理页面所对应的page，并将这些page加入到free_list队列中；
* 有必要还会清空一些页目录表项，并释放这些页目录表项指向的页表；
* 从task->mm->mmap链中删除该vm_area_struct并释放掉；
综合说明：
* 可用物理内存就是free_list中各page对应的物理内存；
* 页目录页表数据库的主要目的是为CPU访问物理内存时转换vaddr–>paddr使用，分配以及释放内存时不会用到，但是需要内核内存管理系统在合适时机为CPU建立好该库；
* 对于用户进程在6中获得的物理页面，有两个页表项对应，一个就是内核页目录页表数据库的某个pte[i ]，一个就是当前进程内核页目录页表数据库的某个 pte[j]，但是只有一个page和其对应。如果此时调度到其他进程，其他进程申请并访问某个内存，则不会涉及到该物理页面，因为其分配时首先要从 free_list中找一个page，而该物理页面对应的page已经从free_list中脱离出来了，因此不存在该物理页面被其他进程改写操作的情况。内核中通过get_free_pages等方式获取内存时，也不会涉及到该物理页面，原理同前所述。
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