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一，線性對映與非線性對映
1. 記憶體管理
物理記憶體管理：
linux記憶體最小管理單位為頁（page），通常一頁為4k。初始化時，linux會為每個物理記憶體也建立乙個page的管理結構，操作物理記憶體時實際上就是操作page頁。某些裝置會對映在物理記憶體位址外，這些位址會在使用時建立page結構。
程序記憶體管理：
linux程序通過vma進行管理，每個程序都有乙個task_struct結構體進行維護，其中的mm_struct結構體管理這程序的所有記憶體。mm_struct中維護者乙個vma鍊錶，其中的每乙個vma節點對應著一段連續的程序記憶體。這裡的連續是指在程序空間中連續，物理空間中不一定連續。如果使用malloc等申請一段記憶體，則核心會給程序增加vma節點。
2. 為何核心與程序空間不重合
程序：0~3g
核心：3g~4g
程序與核心合起來使用了4g的位址空間，而不是各自使用4g空間，獲得的好處是程序進入核心是不需要切換頁表，降低了進出核心的消耗。
在2.6核心中，所有程序的核心空間（3g~4g）都是共享的。
linux啟動後，第乙個程序是init程序，它的頁表與核心頁表是一致的，系統中的其他所有程序都是init程序的兒子或後代。linux中程序建立通過fork()實現，子程序的pgd與pte是父程序的拷貝此時會把核心程序的頁表拷貝到每個程序中。在各個程序的執行過程中，他們的頁表可能會發生變化，比如發生缺頁異常。如果是程序頁表發生改變，則只要改變程序的頁表項（0g~3g）就夠了，如果是核心頁表發生變化，則必須通知到所有程序改變各自維護的乙份核心頁表（3g~4g）。最簡單的方法是每次核心頁表改變後，遍歷所有程序去改變他們維護的核心頁表，顯然效率很低。linux核心通過page fault機制實現核心頁表的一致。核心頁表改變時，只改變init程序的核心頁表。當程序訪問該頁時，會發生乙個缺頁異常，異常處理中通過init程序更新當前程序的核心頁表。
3. 非線性區域
非線性區與線性區是核心位址空間中的概念。
對於非線性區存在，可以做如下的解釋。
linux物理記憶體空間分為dma記憶體區（dma zone）、低端記憶體區（normal zone）與高階記憶體區（highmem zone）三部分。dma zone通常很小，只有幾十m。低端記憶體區與高階記憶體區的劃分源於linux核心空間大小的限制。
linux核心只有1g的空間，通常核心把物理記憶體與其位址空間做了線性對映，也就是一一映，這樣可以提高記憶體訪問速度。
當記憶體超過1g時，線性訪問機制就不夠用了，只能有1g的記憶體可以被對映，剩餘的記憶體無法被核心使用。當然無法忍受。
為了解決這一問題，linux把核心分為線性區與非線性區兩部分。線性區規定最大為896m，剩下的為非線性區。與線性區不同，非線性區不會提前進行記憶體對映，而是在使用時動態對映。線性區對映的物理記憶體成為低端記憶體，剩下的記憶體被稱為高階記憶體。
假設物理記憶體為2g，則地段的896m為低端記憶體，通過線性對映給核心使用。其他的1128m記憶體為高階記憶體，可以被核心的非線性區使用。由於要使用128m非線性區來管理超過1g的高階記憶體，所以通常都不會對映，只有使用時才使kmap對映，使用完後要盡快用kunmap釋放。
使用128m管理1g的記憶體是不是有點小馬拉大車的感覺？其實不會，因為高階記憶體的大部分要程序使用。
對於物理記憶體為1g的核心，系統不會真的分配896m給線性空間，896m最大限制。下面是乙個1.5g物理記憶體linux系統的真實分配情況，只有721m分配給了低端記憶體區，如果是1g的linxu系統，分配的就更少了。
memtotal 1547mb
hightotal 825mb
lowtotal 721mb
申請高階記憶體時，如果高階記憶體不夠了，linux也會去低端記憶體區申請，反之則不行。
4.linux管理之外的實體地址空間（other addr）
理論上，32位系統可管理的實體地址空間為4g。x86架構多一些io空間。計算機系統中的每個裝置都是要占用一定的實體地址空間的，如pci裝置，所以不會把4g都給記憶體，這也意味著32位系統無法支援4g記憶體。
對於這部分物理記憶體之外的實體地址空間，這段空間不知道應該怎麼稱呼，這裡暫時稱為device zone。
由於device zone沒有被linux管理，也就不會為它建立page結構來管理，因此linux中使用該段記憶體時都是直接使用其實體地址，而使用物理記憶體則是通過向linux申請free page來實現。同樣道理，這塊肯定也不會對映到線性區，而是使用ioremap對映到非線性區域，或直接用mmap對映到程序空間。
固定對映的線性位址
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位址對映，儲存器對映
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