申請記憶體提供給使用者態，nocache
static int shm_mmap(struct dma_buf *dmabuf, struct vm_area_struct *vma)
核心態申請的記憶體，nocache，方法如下，使用者兩個函式dma_alloc_coherent 與 dma_alloc_writecombine。如果覺得麻煩，可以參考著兩個介面，自己實現一遍。dma_alloc_coherent的**實現分析，請看另外一篇文章
核心的dma一般在平台初始化的時候已經分配好了。但是對於一些有內部dma的硬體ip，比如usb ip、video加速ip，他們可能由ip廠商封裝好的，沒辦法繫結到cpu端，這時候在核心使用dma就要注意了，因為dma只認識實體地址哦。
當然，辦法還是有的，look：
以下來自：
這兩天在做 dma 相關開發， 遇到一對分配 dma buffer 的函式，dma_alloc_coherent 與 dma_alloc_writecombine。 不知其區別。 google 一下也沒有得到資訊。只好自己看**。
原來 dma_alloc_coherent 在 arm 平台上會禁止頁表項中的 c （cacheable） 域以及 b (bufferable)域。
而 dma_alloc_writecombine 只禁止 c （cacheable） 域.
#define pgprot_noncached(prot) __pgprot(pgprot_val(prot) & ~(l_pte_cacheable | l_pte_bufferable))
#define pgprot_writecombine(prot) __pgprot(pgprot_val(prot) & ~l_pte_cacheable)
進一步查詢 arm 書籍， 原來 c 代表是否使用高速緩衝儲存器， 而 w 代表是否使用寫緩衝區。
這樣， dma_alloc_coherent 分配出來的記憶體不使用快取，但是會使用寫緩衝區。
而 dma_alloc_writecombine 則二者都不適用。
由此，再去理解 ldd3 上講解的一致性 dma 對映 與 流式 dma 對映就比較容易了，一致性 dma 對映呼叫的是上面的函式， 由於關閉了 cache/buffer, 效能自然比較低。 而流式則通過複雜的同步機制，沒有付出效能的代價。
所以我們要盡量使用流式 dma 來程式設計。
再去看看 mmc 驅動裡使用的 分散 / 聚集對映， 原來也是一種 流式 dma 對映。
【補充】
講了那麼多沒用，總結下用法：
1、頁對齊記憶體大小：dma_map_size = page_align(my_data_size + page_size);
my_data_size是你想分配的大小.
2、呼叫
a = dma_alloc_writecombine(b,c,d,gfp_kernel);
含義：a: 記憶體的虛擬起始位址，在核心要用此位址來操作所分配的記憶體
b: struct device指標，可以平台初始化裡指定，主要是dma_mask之類，可參考framebuffer
c: 實際分配大小，傳入dma_map_size即可
d: 返回的記憶體實體地址，dma就可以用。
所以，a和d是一一對應的，只不過，a是虛擬位址，而d是實體地址。對任意乙個操作都將改變緩衝區內容。當然要注意操作環境。
大家都知道，dma的操作是需要實體地址的，但是在linux核心中使用的都是虛擬位址，如果我們想要用dma對一段記憶體進行操作，我們如何得到這一段記憶體的實體地址和虛擬位址的對映呢？dma_alloc_coherent這個函式實現了這種機制。
1、函式原型：
void *dma_alloc_coherent(struct device *dev, size_t size,dma_addr_t *dma_handle,gfp_t gfp);下面的這一段參考
2、呼叫
a = dma_alloc_writecombine(b,c,d,gfp_kernel);
含義：a: 記憶體的虛擬起始位址，在核心要用此位址來操作所分配的記憶體
b: struct device指標，可以平台初始化裡指定，主要是dma_mask之類，可參考framebuffer
c: 實際分配大小，傳入dma_map_size即可
d: 返回的記憶體實體地址，dma就可以用。
所以，a和d是一一對應的，只不過，a是虛擬位址，而d是實體地址。對任意乙個操作都將改變緩衝區內容。
我對此函式的理解是，呼叫此函式將會分配一段記憶體，d將返回這段記憶體的實際實體地址供dma來使用，a將是d對應的
虛擬位址供作業系統呼叫，對a和d的的任意乙個進行操作，都會改變這段記憶體緩衝區的內容。
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