1、MMU（記憶體管理單元）
MMU是怎麼将邏輯位址轉換成實體位址？
MMU是一種硬體電路，它包含兩個部件，一個是分段部件，一個是分頁部件，通過分段機制（把一個邏輯位址轉換為線性位址，線性位址也是32位，其位址取值範圍為0x00000000~0xffffffff）和分頁機制（把一個線性位址轉換為實體位址），最終将邏輯位址映射為實體位址。如下圖：
1.1 分段機制
在作業系統原理關于分段的說明：段的配置設定時為了更好的滿足使用者，段的長度不固定，由使用者定義，每個段都有自己的位址空間（通過基址包含某實體記憶體的位址，和長度值來表示段的長度），表示一個位址需要給出段部分（選擇符）和偏移部分。如下圖，如果沒有分頁的話，那麼圖中的線性位址也就是實體位址，這種方式對于段的離散配置設定就很容易導緻碎片問題（進而使用分頁機制來提高記憶體使用率）：
<!--[if !vml]--><!--[endif]-->
1.2 分頁機制
通過使用分頁機制可以很好的提高記憶體使用率。分頁機制把一個線性位址轉換為實體位址。Linux下一個頁大小為4K，把線性位址（32位）和實體位址（32位，2^32=4G實體記憶體）都按照4K（2^12）頁大小來進行劃分，那麼，一共有4G/4K=1M的頁面，如果隻是簡單的進行線性位址和實體位址一對一記錄映射的話，這樣在映射表建立的就會占用比較大的實體記憶體。這個時候就引入了頁表和頁目錄表，位址轉換過程見下圖：
(1) 通過對32位線性位址劃分：第31~22這10位（2^10=1024）定位頁目錄項，第21~12這10位定位頁表項，第11~0這12位（2^12=4K）為頁内偏移值。
(2) 對于頁目錄表，有1024個頁目錄項，每個頁目錄項（又含有1024個頁表項）指向下一級頁表的實體位址（32位=4個位元組），那麼一共需要1024*4（=4K）位元組，即隻要配置設定一頁就可以完全存放。
(3) 對于頁表，原理和頁目錄表一樣，那麼一共需要1024（1024個頁目錄項）*1024（每個頁目錄項含有1024個頁表項）*4（=1M）位元組。
(4) 對于頁目錄的實體位址，就存放在CR3寄存器中。
是以，這樣可以尋址1024*1024*4K=4G的實體記憶體。另外，在Linux的X86架構引入了3級頁表機制（包括了頁全局目錄、頁中間目錄和頁表）。
2、高端記憶體的映射方式
高端記憶體是指實體位址大于 896M 的記憶體。對于這樣的記憶體，無法在“核心直接映射空間”進行映射。
為什麼？
因為“核心直接映射空間”最多隻能從 3G 到 4G，隻能直接映射 1G 實體記憶體，對于大于 1G 的實體記憶體，無能為力。實際上，“核心直接映射空間”也達不到
1G， 還得留點線性空間給“核心動态映射空間” 呢。是以，Linux 規定“核心直接映射空間” 最多映射 896M 實體記憶體。
對 于高端記憶體，可以通過 alloc_page() 或者其它函數獲得對應的 page，但是要想通路實際實體記憶體，還得把 page 轉為線性位址才行（為什麼？想想 MMU 是如何通路實體記憶體的），也就是說，我們需要為高端記憶體對應的 page 找一個線性空間，這個過程稱為高端記憶體映射。
高端記憶體映射有三種方式：
1、映射到“核心動态映射空間”
這種方式很簡單，因為通過 vmalloc() ，在”核心動态映射空間“申請記憶體的時候，就可能從高端記憶體獲得頁面（參看 vmalloc 的實作），是以說高端記憶體有可能映射到”核心動态映射空間“ 中。
2、永久核心映射
如果是通過 alloc_page() 獲得了高端記憶體對應的 page，如何給它找個線性空間？
核心專門為此留出一塊線性空間，從 PKMAP_BASE 到 FIXADDR_START ，用于映射高端記憶體。在 2.4 核心上，這個位址範圍是 4G-8M 到 4G-4M 之間。這個空間起叫“核心永久映射空間”或者“永久核心映射空間”
這個空間和其它空間使用同樣的頁目錄表，對于核心來說，就是 swapper_pg_dir，對普通程序來說，通過 CR3 寄存器指向。通常情況下，這個空間是
4M 大小，是以僅僅需要一個頁表即可，核心通過來 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
由于這個空間是 4M 大小，最多能同時映射 1024 個 page。是以，對于不使用的的 page，應該及時從這個空間釋放掉（也就是解除映射關系），通過
kunmap() ，可以把一個 page 對應的線性位址從這個空間釋放出來。
3、臨時映射
核心在 FIXADDR_START 到 FIXADDR_TOP 之間保留了一些線性空間用于特殊需求。這個空間稱為“固定映射空間”
在這個空間中，有一部分用于高端記憶體的臨時映射。
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，每個小空間用于一個目的，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，然後把這個空間的位址作為映射位址。這意味着一次臨時映射會導緻以前的映射被覆寫。
通過 kmap_atomic() 可實作臨時映射。
下圖簡單簡單表達如何對高端記憶體進行映射
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高端記憶體含義為：線性位址空間 PAGE_OFFSET + 896M 至4G的最後128M線性位址 <==映射==> 896M以上的實體頁框，非直接映射。有3種方法：非連續記憶體區映射，永久核心映射，臨時核心映射（固定映射）
從 PAGE_OFFSET開始的線性位址區域為：
PAGE_OFFSET(3G)|實體記憶體映射 --8M-- vmalloc區 --4K-- vmalloc區 --8K-- 永久核心映射--臨時核心映射（固定映射）|4G
1. 非連續區映射
1.1 每個非連續記憶體區都對應一個類型為 vm_struct的描述符，通過next字段，這些描述符被插入到一個vmlist連結清單中。
1.2 三種非連續區的類型：
VM_ALLOC -- 實體記憶體(調用alloc_page)和線性位址同時申請，實體記憶體是 __GFP_HIGHMEM類型（配置設定順序是HIGH, NORMAL, DMA ）（可見vmalloc不僅僅可以映射__GFP_HIGHMEM頁框，它的主要目的是為了将零散的，不連續的頁框拼湊成連續的核心邏輯位址空間...）
VM_MAP -- 僅申請線性區，實體記憶體另外申請，是VM_ALLOC的簡化版
VM_IOREMAP -- 僅申請線性區，實體記憶體另外申請（這裡的實體記憶體一般都是高端記憶體，大于896M的記憶體）
2. 永久核心映射
2.1 永久記憶體映射允許建立長期映射。使用主核心頁表中swapper_pg_dir的一個專門頁表。
pkmap_page_table: 專門的頁表。頁表表項數由LAST_PKMAP(512或1024）産生。
page_address_htable: 存放位址的
pkmap_count: 包含LAST_PKMAP個計數器的數組。
PKMAP_BASE: 頁表線性位址從PKMAP_BASE開始。
2.2 如果LAST_PKMAP個項都用完，則把目前程序置為 TASK_UNINTERRUPTIBLE，并調用schedule()
3. 臨時記憶體映射
3.1 可以用在中斷處理函數和可延遲函數的内部，從不阻塞。因為臨時記憶體映射是固定記憶體映射的一部分，一個位址固定給一個核心成分使用。
3.2 每個CPU都有自己的一個13個視窗（一個線性位址及頁表項）的集合。
enum km_type {
KM_BOUNCE_READ,
KM_SKB_SUNRPC_DATA,
KM_SKB_DATA_SOFTIRQ,
KM_USER0,
KM_USER1,
KM_BIO_SRC_IRQ,
KM_BIO_DST_IRQ,
KM_PTE0,
KM_PTE1,
KM_IRQ0,
KM_IRQ1,
KM_SOFTIRQ0,
KM_SOFTIRQ1,
KM_TYPE_NR
};
所有固定映射的固定線性位址
enum fixed_addresses {
FIX_HOLE,
FIX_VSYSCALL,
....
#ifdef CONFIG_HIGHMEM
FIX_KMAP_BEGIN, /* reserved pte's for temporary kernel mappings */
FIX_KMAP_END = FIX_KMAP_BEGIN+(KM_TYPE_NR*NR_CPUS)-1,
#endif
.......
__end_of_permanent_fixed_addresses,
/* temporary boot-time mappings, used before ioremap() is functional */
#define NR_FIX_BTMAPS 16
FIX_BTMAP_END = __end_of_permanent_fixed_addresses,
FIX_BTMAP_BEGIN = FIX_BTMAP_END + NR_FIX_BTMAPS - 1,
FIX_WP_TEST,
__end_of_fixed_addresses
3.3 注意 fixed_addresses 的位址從上至下是倒着的，FIX_HOLE的位址等于 0xfffff000，是一個洞
#define __fix_to_virt(x) (FIXADDR_TOP - ((x) << PAGE_SHIFT))
#define __FIXADDR_TOP 0xfffff000
VMALLOC_RESERVE和896M
LINUX 核心虛拟位址空間到實體位址空間一般是固定連續影射的。
假定機器記憶體為512M，
從3G開始，到3G + 512M 為連續固定影射區。zone_dma, zone_normal為這個區域的。固定影射的VADDR可以直接使用（get a free page, then use pfn_to_virt()等宏定義轉換得到vaddr）或用kmalloc等配置設定. 這樣的vaddr的實體頁是連續的。得到的位址也一定在固定影射區域内。
如果記憶體緊張，連續區域無法滿足，調用vmalloc配置設定是必須的，因為它可以将實體不連續的空間組合後配置設定，是以更能滿足配置設定要求。vmalloc可以映射高端頁框，也可以映射底端頁框。vmalloc的作用隻是為了提供邏輯上連續的位址。。。
但vmalloc配置設定的vaddr一定不能與固定影射區域的vaddr重合。因為vaddr到實體頁的影射同時隻能唯一。是以vmalloc得到的 vaddr要在3G + 512m 以上才可以。也就是從VMALLOC_START開始配置設定。 VMALLOC_START比連續固定影射區大最大vaddr位址還多8-16M（2*VMALLOC_OFFSET)--有個鬼公式在
#define VMALLOC_OFFSET 8*1024
#define VMALLOC_START (high_memory - 2*VMALLOC_OFFSET) & ~(VMALLOC_OFFSET-1)
high_memory 就是固定影射區域最高處。
空開8-16M做什麼？ 為了捕獲越界的mm_fault.
同樣，vmalloc每次得到的VADDR空間中間要留一個PAGE的空（空洞），目的和上面的空開一樣。你vmalloc(100)2次，得到的2個位址中間相距8K。
如果連續配置設定無空洞，那麼比如
p1=vmalloc(4096)；
p2=vmalloc(4096)；
如果p1使用越界到p2中了，也不會mm_falut. 那不容易debug.
下面說明VMALLOC_RESERVE和896M的問題。
上面假設機器實體512M的case. 如果機器有1G實體記憶體如何是好？那vmalloc()的vaddr是不是要在3G + 1G + 8M 空洞以上配置設定？超過尋址空間了嗎。
這時，4G 下面保留的VMALLOC_RESERVE 128m 就派上用場了。
也就是說如果實體記憶體超過896M, high_memory也隻能在3G + 896地方。可尋址空間最高處要保留VMALLOC_RESREVE 128M給vmalloc用。
是以這128M的VADDR空間是為了vmalloc在實體超過了896M時候使用。如果實體僅僅有512M, 一般使用不到。因為VMALLOC_START很低了。如果vmalloc太多了才會用到。
high_memory在arch/i386/kernel, mm的初始化中設定。根據實體記憶體大小和VMALLOC_RESERVE得到數值.
是以說那128M的核心線性位址僅僅是為了影射1G以上的實體記憶體的不對的。如果實體記憶體2G,1G以下的vmalloc也用那空間影射。總之，核心的高端線性位址是為了通路核心固定映射以外的記憶體資源
看vmalloc配置設定的東西可以用
show_vmalloc()
{
struct vm_struct **p, *tmp;
for(p = &vmlist; (tmp = *p); p = &tmp->next) {
printk("%p %p %d\n", tmp, tmp->addr, tmp->size
}
使用者空間當然可以使用高端記憶體，而且是正常的使用，核心在配置設定那些不經常使用的記憶體時，都用高端記憶體空間（如果有），所謂不經常使用是相對來說的，比如核心的一些資料結構就屬于經常使用的，而使用者的一些資料就屬于不經常使用的。
使用者在啟動一個應用程式時，是需要記憶體的，而每個應用程式都有3G的線性位址，給這些位址映射頁表時就可以直接使用高端記憶體。
而且還要糾正一點的是：那128M線性位址不僅僅是用在這些地方的，如果你要加載一個裝置，而這個裝置需要映射其記憶體到核心中，它也需要使用這段線性位址空間來完成，否則核心就不能通路裝置上的記憶體空間了。
總之，核心的高端線性位址是為了通路核心固定映射以外的記憶體資源
實際上高端記憶體是針對核心一段特殊的線性空間提出的概念，和實際的實體記憶體是兩碼事。程序在使用記憶體時，觸發缺頁異常，具體将哪些實體頁映射給使用者程序是核心考慮的事情。在使用者空間中沒有高端記憶體這個概念