Linux內核地址空間劃分
通常32位Linux內核虛擬地址空間劃分0~3G為用戶空間，3~4G為內核空間(注意，內核可以使用的線性地址只有1G)。注意這裡是32位內核地址空間劃分，64位內核地址空間劃分是不同的。
通常32位Linux內核虛擬地址空間劃分0~3G為用戶空間，3~4G為內核空間(注意，內核可以使用的線性地址只有1G)。注意這裡是32位內核地址空間劃分，64位內核地址空間劃分是不同的。
Linux內核高端內存的由來
當內核模塊代碼或線程訪問內存時，代碼中的內存地址都為邏輯地址，而對應到真正的物理內存地址，需要地址一對一的映射，如邏輯地址0xc0000003對應的物理地址為0×3，0xc0000004對應的物理地址為0×4，… …，邏輯地址與物理地址對應的關系為
物理地址 = 邏輯地址 – 0xC0000000：這是內核地址空間的地址轉換關系，注意內核的虛擬地址在“高端”，但是ta映射的物理內存地址在低端。
實際上，“內核直接映射空間”也達不到 1G， 還得留點線性空間給“內核動態映射空間” 呢。
因此，Linux 規定“內核直接映射空間” 最多映射 896M 物理內存。
對於高端內存，可以通過 alloc_page() 或者其它函數獲得對應的 page，但是要想訪問實際物理內存，還得把 page 轉為線性地址才行(為什麼?想想 MMU 是如何訪問物理內存的)，也就是說，我們需要為高端內存對應的 page 找一個線性空間，這個過程稱為高端內存映射。
假 設按照上述簡單的地址映射關系，那麼內核邏輯地址空間訪問為0xc0000000 ~ 0xffffffff，那麼對應的物理內存范圍就為0×0 ~ 0×40000000，即只能訪問1G物理內存。若機器中安裝8G物理內存，那麼內核就只能訪問前1G物理內存，後面7G物理內存將會無法訪問，因為內核 的地址空間已經全部映射到物理內存地址范圍0×0 ~ 0×40000000。即使安裝了8G物理內存，那麼物理地址為0×40000001的內存，內核該怎麼去訪問呢?代碼中必須要有內存邏輯地址 的，0xc0000000 ~ 0xffffffff的地址空間已經被用完了，所以無法訪問物理地址0×40000000以後的內存。
顯 然不能將內核地址空間0xc0000000 ~ 0xfffffff全部用來簡單的地址映射。因此x86架構中將內核地址空間劃分三部分：ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和 ZONE_HIGHMEM。ZONE_HIGHMEM即為高端內存，這就是內存高端內存概念的由來。
在x86結構中，三種類型的區域(從3G開始計算)如下：
ZONE_DMA 內存開始的16MB
ZONE_NORMAL 16MB~896MB
ZONE_HIGHMEM 896MB ~ 結束(1G)
高端內存是指物理地址大於 896M 的內存。對於這樣的內存，無法在“內核直接映射空間”進行映射。
為什麼?
因為“內核直接映射空間”最多只能從 3G 到 4G，只能直接映射 1G 物理內存，對於大於 1G 的物理內存，無能為力。
高端內存映射有三種方式：
1、映射到“內核動態映射空間”
這種方式很簡單，因為通過 vmalloc() ，在“內核動態映射空間”申請內存的時候，就可能從高端內存獲得頁面(參看 vmalloc 的實現)，因此說高端內存有可能映射到“內核動態映射空間” 中。
2、永久內核映射
如果是通過 alloc_page() 獲得了高端內存對應的 page，如何給它找個線性空間?
內核專門為此留出一塊線性空間，從 PKMAP_BASE 到 FIXADDR_START ，用於映射高端內存。在 2.4 內核上，這個地址范圍是 4G-8M 到 4G-4M 之間。這個空間起叫“內核永久映射空間”或者“永久內核映射空間”
這個空間和其它空間使用同樣的頁目錄表，對於內核來說，就是 swapper_pg_dir，對普通進程來說，通過 CR3 寄存器指向。
通常情況下，這個空間是 4M 大小，因此僅僅需要一個頁表即可，內核通過來 pkmap_page_table 尋找這個頁表。
通過 kmap()， 可以把一個 page 映射到這個空間來
由於這個空間是 4M 大小，最多能同時映射 1024 個 page。因此，對於不使用的的 page，應該及時從這個空間釋放掉(也除映射關就是解系)，通過 kunmap() ，可以把一個 page 對應的線性地址從這個空間釋放出來。
3、臨時映射
內核在 FIXADDR_START 到 FIXADDR_TOP 之間保留了一些線性空間用於特殊需求。這個空間稱為“固定映射空間”
在這個空間中，有一部分用於高端內存的臨時映射。
這塊空間具有如下特點：
1、 每個 CPU 占用一塊空間
2、 在每個 CPU 占用的那塊空間中，又分為多個小空間，每個小空間大小是 1 個 page，每個小空間用於一個目的，這些目的定義在 kmap_types.h 中的 km_type 中。
當要進行一次臨時映射的時候，需要指定映射的目的，根據映射目的，可以找到對應的小空間，然後把這個空間的地址作為映射地址。這意味著一次臨時映射會導致以前的映射被覆蓋。
通過 kmap_atomic() 可實現臨時映射。
下圖簡單簡單表達如何對高端內存進行映射
Linux內存線性地址空間大小為4GB，分為2個部分：用戶空間部分(通常是3G)和內核空間部分(通常是1G)。在此我們主要關注內核地址空間部分。
內核通過內核頁全局目錄來管理所有的物理內存，由於線性地址前3G空間為用戶使用，內核頁全局目錄前768項(剛好3G)除0、1兩項外全部為0，後256項(1G)用來管理所有的物理內存。內核頁全局目錄在編譯時靜態地定義為swapper_pg_dir數組，該數組從物理內存地址0x101000處開始存放。
由圖可見，內核線性地址空間部分從PAGE_OFFSET(通常定義為3G)開始，為了將內核裝入內存，從PAGE_OFFSET開始8M線性地址用來映射內核所在的物理內存地址(也可以說是內核所在虛擬地址是從PAGE_OFFSET開始的);接下來是mem_map數組，mem_map的起始線性地址與體系結構相關，比如對於UMA結構，由於從PAGE_OFFSET開始16M線性地址空間對應的16M物理地址空間是DMA區，mem_map數組通常開始於PAGE_OFFSET+16M的線性地址;從PAGE_OFFSET開始到VMALLOC_START – VMALLOC_OFFSET的線性地址空間直接映射到物理內存空間(一一對應影射，物理地址<==>線性地址-PAGE_OFFSET)，這段區域的大小和機器實際擁有的物理內存大小有關，這兒VMALLOC_OFFSET在X86上為8M，主要用來防止越界錯誤;在內存比較小的系統上，余下的線性地址空間(還要再減去空白區即VMALLOC_OFFSET)被vmalloc()函數用來把不連續的物理地址空間映射到連續的線性地址空間上，在內存比較大的系統上，vmalloc()使用從VMALLOC_START到VMALLOC_END(也即PKMAP_BASE減去2頁的空白頁大小PAGE_SIZE(解釋VMALLOC_END))的線性地址空間，此時余下的線性地址空間(還要再減去2頁的空白區即VMALLOC_OFFSET)又可以分成2部分：第一部分從PKMAP_BASE到FIXADDR_START用來由kmap()函數來建立永久映射高端內存;第二部分，從FIXADDR_START到FIXADDR_TOP，這是一個固定大小的臨時映射線性地址空間，(引用：Fixed virtual addresses are needed for subsystems that need to know the virtual address at compile time such as the APIC)，在X86體系結構上，FIXADDR_TOP被靜態定義為0xFFFFE000,此時這個固定大小空間結束於整個線性地址空間最後4K前面，該固定大小空間大小是在編譯時計算出來並存儲在__FIXADDR_SIZE變量中。
正是由於vmalloc()使用區、kmap()使用區及固定大小區(kmap_atomic()使用區)的存在才使ZONE_NORMAL區大小受到限制，由於內核在運行時需要這些函數，因此在線性地址空間中至少要VMALLOC_RESERVE大小的空間。VMALLOC_RESERVE的大小與體系結構相關，在X86上，VMALLOC_RESERVE定義為128M，這就是為什麼ZONE_NORMAL大小通常是16M到896M的原因。