一次 DMA 的地址链:

 CPU 侧 (内核)                设备侧
 虚拟地址 (va)
   │ 页表翻译
 物理地址 (pa)  ←── IOMMU? ──→ bus 地址 (dma_handle)
   │                          设备用 dma_handle 发 DMA
 (phys == bus, 无 IOMMU 时)    (有 IOMMU: iommu 页表把
                               dma_handle 翻回 pa)

 dma_map_single(dev, va, size, dir) 做的事:
   1. va → pa (页表/页缓存页)
   2. 缓存维护: 按 dir 决定 clean/invalidate (43.2 节)
   3. pa → dma_handle (无 IOMMU 恒等; 有则建 IOMMU 映射)
   4. 返回 dma_handle 填进设备命令 (41.2 节 queue_rq
      填的描述符就是它!)

// include/linux/dma-direction.h:6-9
    DMA_BIDIRECTIONAL = 0,
    DMA_TO_DEVICE = 1,
    DMA_FROM_DEVICE = 2,
    DMA_NONE = 3,

// include/linux/dma-map-ops.h:16（后端操作表, 节选要点）
struct dma_map_ops {
    dma_addr_t (*map_page)(...);
    int (*map_sg)(...);
    void *(*alloc)(...);        /* 一致性分配 (43.2.2) */
    ...
};

// include/linux/dma-mapping.h:509-521
static inline dma_addr_t dma_map_single_attrs(struct device *dev, void *ptr,
            size_t size, enum dma_data_direction dir, unsigned long attrs)
static inline void dma_unmap_single_attrs(struct device *dev, dma_addr_t addr,
            size_t size, enum dma_data_direction dir, unsigned long attrs)

流式映射的生命周期协议 (网卡收发包):

 分配内存 (kmalloc/页缓存页, 驱动不碰内容)
 dma_map_single(dev, buf, len, DMA_TO_DEVICE)
   → 得 dma_handle 填命令 → 提交 (41.2 节)
 设备 DMA 完成 (中断)
 dma_unmap_single(dev, handle, len, 同方向)
   → 解除映射 + 缓存维护 → CPU 才可读 buf

 流式纪律 (违反即损坏):
 [1] map 与 unmap 之间 CPU 不得碰缓冲
     (缓存处于"设备拥有"态)
 [2] unmap 后不得再让设备访问 (IOMMU 已拆映射)
 [3] 方向如实申报 (43.1.2 节)
 [4] map_page 变体映射页缓存页 (36 章回写的
     bio → 设备 正是页级流式映射)
 分散聚合: dma_map_sg(dev, sgl, nents, dir)
   → 一个请求多段一次映射 (41.2 节 rq_for_each_segment
     的每段对应一个 sg 条目)

// include/linux/dma-mapping.h:604
static inline void *dma_alloc_coherent(struct device *dev, size_t size,
            dma_addr_t *dma_handle, gfp_t flag)

一致性缓冲的形态:

 dma_alloc_coherent(dev, size, &handle, GFP_KERNEL):
   返回两个东西 (指针+句柄一次拿全):
     cpu_addr: 内核虚拟地址 (CPU 读写)
     dma_handle: 设备地址   (设备读写)
   同一块内存, CPU 与设备"永远看到一致" —
   实现: 非 cached 页 (weakly ordered 架构) 或
   IOMMU/coherent 域标记

 NVMe 提交/完成环就是它的经典用户:
   环表在一致性缓冲里, 设备与 CPU 实时同视
   (41.2 节 queue_rq 填的环、完成环读出的 CQE)
 大小约束: 环是常驻小缓冲 (页级) — 一致性映射贵
   (非缓存内存性能差), 大数据必须走流式

 dma_free_coherent 对称释放;
 dma_pool (小型一致性块的池) 供描述符阵列复用

// include/linux/iommu.h:223（节选要点）
struct iommu_domain {
    unsigned type;      /* DMA/UNMANAGED/IDENTITY/SVA 域类型 */
    const struct iommu_domain_ops *ops; /* map/unmap/attach 缺省实现 */
    ...
    struct io_pgtable_ops *pgtbl_ops;   /* 页表格式适配 (arm_lpae 等) */
    ...
};
// drivers/iommu/iommu.c:2191
int iommu_attach_device(struct iommu_domain *domain, struct device *dev)
// :2696
int iommu_map(struct iommu_domain *domain, unsigned long iova,
          phys_addr_t paddr, size_t size, int prot, gfp_t gfp)

域的四种类型与用途:

 DMA domain:      常规设备用 (内核分配 IOVA, map/unmap
                  陪伴 43.2 节流式映射 — dma_map 的
                  IOMMU 后端就是在此建映射)
 UNMANAGED:       用户态/虚拟机全权管理 (VFIO 49 章:
                  guest 拿到裸 domain, 自己填页表)
 IDENTITY:        直通 (bus==phys, 兼容老驱动)
 SVA (共享虚拟地址): 设备直接用进程页表
                  (进程 va == 设备 va, GPU/DSA 高级用法)

 io_pgtable_ops 是页表格式的适配层:
   ARM SMMU 的 LPAE 表 / x86 VT-d 的一级二级表 /
   RISC-V IOMMU 表 — core 只见统一 map/unmap

// include/linux/iova.h:28
struct iova_domain { ... /* IOVA 的区间分配器 (伙伴式) */ };

开 IOMMU 后 dma_map 的完整路径 (43.1.3 节第 3 步展开):

 dma_map_single → IOMMU 后端:
   [1] alloc_iova: 从设备 IOVA 空间分配一段 iova
       (iova_domain, 与 18.3 节 buddy 同构的区间管理)
   [2] iommu_map(domain, iova, pa, size, IOMMU_READ|WRITE)
       → 页表格式适配 → 写入该设备域的 IOMMU 页表
       → IOMMU 缓存 (iotlb) 刷新
   [3] 返回 iova 作 dma_handle
 dma_unmap → iommu_unmap + 放回 iova 池

 获得的能力:
  - 隔离: 设备只能访问映射过的页 (恶意/错误 DMA
    触发 IOMMU fault → 记账+禁设备, 不再是内存损坏)
  - 重映射: 借 DMA 重映射做"跨 NUMA 镜像/加密内存
    中转" (swiotlb 与 iommu 组合)
  - 虚拟化: 49 章 VFIO 直接把 UNMANAGED domain
    交给 guest — EPT(49.4)+IOMMU 两级受控

默认策略 (iommu= 参数可调):
 服务器/桌面: 设备默认 DMA domain (受控翻译)
 passthrough=1: 全部 IDENTITY (性能优先, 隔离降级)
 容器/云: VFIO/设备插件按设备粒度分域
 排查面: /sys/kernel/iommu_groups/*/ (组拓扑),
   dmesg 的 "iommu: Add device" 与 fault 报告