Linux地址映射--线性映射与非线性映射
一，线性映射与非线性映射
1. 内存管理
物理内存管理：
Linux内存最小管理单位为页（page），通常一页为4K。初始化时，linux会为每个物理内存也建立一个page的管理结构，操作物理内存时实际上就是操作page页。某些设备会映射在物理内存地址外，这些地址会在使用时建立page结构。
进程内存管理：
Linux进程通过vma进行管理，每个进程都有一个task_struct结构体进行维护，其中的mm_struct结构体管理这进程的所有内存。Mm_struct中维护者一个vma链表，其中的每一个vma节点对应着一段连续的进程内存。这里的连续是指在进程空间中连续，物理空间中不一定连续。如果使用malloc等申请一段内存，则内核会给进程增加vma节点。
2. 为何内核与进程空间不重合
进程：0~3G
内核：3G~4G
进程与内核合起来使用了4G的地址空间，而不是各自使用4G空间，获得的好处是进程进入内核是不需要切换页表，降低了进出内核的消耗。
在2.6内核中，所有进程的内核空间（3G~4G）都是共享的。
Linux启动后，第一个进程是init进程，它的页表与内核页表是一致的，系统中的其他所有进程都是init进程的儿子或后代。Linux中进程创建通过fork()实现，子进程的PGD与PTE是父进程的拷贝此时会把内核进程的页表拷贝到每个进程中。在各个进程的运行过程中，他们的页表可能会发生变化，比如发生缺页异常。如果是进程页表发生改变，则只要改变进程的页表项（0G~3G）就够了，如果是内核页表发生变化，则必须通知到所有进程改变各自维护的一份内核页表（3G~4G）。最简单的方法是每次内核页表改变后，遍历所有进程去改变他们维护的内核页表，显然效率很低。Linux内核通过page fault机制实现内核页表的一致。内核页表改变时，只改变init进程的内核页表。当进程访问该页时，会发生一个缺页异常，异常处理中通过init进程更新当前进程的内核页表。
3. 非线性区域
非线性区与线性区是内核地址空间中的概念。
对于非线性区存在，可以做如下的解释。
Linux物理内存空间分为DMA内存区（DMA Zone）、低端内存区（Normal Zone）与高端内存区（Highmem Zone）三部分。DMA Zone通常很小，只有几十M。低端内存区与高端内存区的划分源于linux内核空间大小的限制。
Linux内核只有1G的空间，通常内核把物理内存与其地址空间做了线性映射，也就是一一映，这样可以提高内存访问速度。
当内存超过1G时，线性访问机制就不够用了，只能有1G的内存可以被映射，剩余的内存无法被内核使用。当然无法忍受。
为了解决这一问题，linux把内核分为线性区与非线性区两部分。线性区规定最大为896M，剩下的为非线性区。与线性区不同，非线性区不会提前进行内存映射，而是在使用时动态映射。线性区映射的物理内存成为低端内存，剩下的内存被称为高端内存。
假设物理内存为2G，则地段的896M为低端内存，通过线性映射给内核使用。其他的1128M内存为高端内存，可以被内核的非线性区使用。由于要使用128M非线性区来管理超过1G的高端内存，所以通常都不会映射，只有使用时才使kmap映射，使用完后要尽快用kunmap释放。
使用128M管理1G的内存是不是有点小马拉大车的感觉？其实不会，因为高端内存的大部分要进程使用。
对于物理内存为1G的内核，系统不会真的分配896M给线性空间，896M最大限制。下面是一个1.5G物理内存linux系统的真实分配情况，只有721M分配给了低端内存区，如果是1G的linxu系统，分配的就更少了。
MemTotal 1547MB
HighTotal 825MB
LowTotal 721MB
申请高端内存时，如果高端内存不够了，linux也会去低端内存区申请，反之则不行。
4. linux管理之外的物理地址空间（other Addr）
理论上，32位系统可管理的物理地址空间为4G。x86架构多一些io空间。计算机系统中的每个设备都是要占用一定的物理地址空间的，如PCI设备，所以不会把4G都给内存，这也意味着32位系统无法支持4G内存。
对于这部分物理内存之外的物理地址空间，这段空间不知道应该怎么称呼，这里暂时称为Device Zone。
由于Device Zone没有被linux管理，也就不会为它建立page结构来管理，因此linux中使用该段内存时都是直接使用其物理地址，而使用物理内存则是通过向linux申请free page来实现。同样道理，这块肯定也不会映射到线性区，而是使用ioremap映射到非线性区域，或直接用mmap映射到进程空间
http://blog.chinaunix.net/uid-20528014-id-314322.html
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