linux驅(qū)動(dòng)程序運(yùn)行在“內(nèi)核”空間。一般情況下驅(qū)動(dòng)程序中都是調(diào)用kmalloc()來(lái)給數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)分配內(nèi)存，調(diào)用vmalloc()為活動(dòng)的交換區(qū)分配數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，為某些I/O驅(qū)動(dòng)程序分配緩沖區(qū)，或?yàn)槟K分配空間；kmalloc和vmalloc分配的是內(nèi)核的內(nèi)存。

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本教程操作環(huán)境：linux7.3系統(tǒng)、Dell G3電腦。

linux驅(qū)動(dòng)程序運(yùn)行在“內(nèi)核”空間。

對(duì)于一般編寫的單片機(jī)程序來(lái)說應(yīng)用程序和驅(qū)動(dòng)程序往往是雜糅的，擁有一定能力水平的單片機(jī)程序編程人員可以實(shí)現(xiàn)應(yīng)用和驅(qū)動(dòng)的分層。而在Linux系統(tǒng)中已經(jīng)強(qiáng)制將應(yīng)用和驅(qū)動(dòng)進(jìn)行了分層。

在單片機(jī)程序中，應(yīng)用可以直接操作底層的寄存器。而在Linux系統(tǒng)中卻禁止這樣的行為，舉個(gè)例子：Linux應(yīng)用的編寫人員故意在應(yīng)用中調(diào)用了驅(qū)動(dòng)中關(guān)于電源管理的驅(qū)動(dòng)，關(guān)閉了系統(tǒng)，那不就得不償失了？

具體的Linux應(yīng)用程序?qū)︱?qū)動(dòng)的調(diào)用如圖所示：

應(yīng)用程序運(yùn)行在用戶空間，驅(qū)動(dòng)程序運(yùn)行在內(nèi)核空間。處于用戶空間應(yīng)用程序如果想要實(shí)現(xiàn)對(duì)內(nèi)核的操作，必須經(jīng)過一種"系統(tǒng)調(diào)用"的方法，實(shí)現(xiàn)從用戶空間進(jìn)入內(nèi)核空間，實(shí)現(xiàn)對(duì)底層的操作。

Linux中的內(nèi)核空間

內(nèi)核也是程序，也應(yīng)該具有自己的虛存空間，但是作為一種為用戶程序服務(wù)的程序，內(nèi)核空間有它自己的特點(diǎn)。

內(nèi)核空間與用戶空間的關(guān)系

在一個(gè)32位系統(tǒng)中，一個(gè)程序的虛擬空間最大可以是4GB，那么最直接的做法就是，把內(nèi)核也看作是一個(gè)程序，使它和其他程序一樣也具有4GB空間。但是這種做法會(huì)使系統(tǒng)不斷的切換用戶程序的頁(yè)表和內(nèi)核頁(yè)表，以致影響計(jì)算機(jī)的效率。解決這個(gè)問題的最好做法就是把4GB空間分成兩個(gè)部分：一部分為用戶空間，另一部分為內(nèi)核空間，這樣就可以保證內(nèi)核空間固定不變，而當(dāng)程序切換時(shí)，改變的僅是程序的頁(yè)表。這種做法的唯一缺點(diǎn)便是內(nèi)核空間和用戶空間均變小了。

例如：在i386這種32位的硬件平臺(tái)上，Linux在文件page.h中定義了一個(gè)常量PAGE_OFFSET：

#ifdef CONFIG_MMU #define __PAGE_OFFSET  (0xC0000000)        //0xC0000000為3GB #else #define __PAGE_OFFSET  (0x00000000) #endif  #define PAGE_OFFSET		((unsigned long)__PAGE_OFFSET)

Linux以PAGE_OFFSET為界將4GB的虛擬內(nèi)存空間分成了兩部分：地址0~3G-1這段低地址空間為用戶空間，大小為3GB；地址3GB~4GB-1這段高地址空間為內(nèi)核空間，大小為1GB。

當(dāng)系統(tǒng)中運(yùn)行多個(gè)程序時(shí)，多個(gè)用戶空間與內(nèi)核空間的關(guān)系可以表示如下圖：

如圖中所示，程序1、2……n共享內(nèi)核空間。當(dāng)然，這里的共享指得是分時(shí)共享，因?yàn)樵谌魏螘r(shí)刻，對(duì)于單核處理器系統(tǒng)來(lái)說，只能有一個(gè)程序在運(yùn)行。

內(nèi)核空間的總體布局

Linux在發(fā)展過程中，隨著硬件設(shè)備的更新和技術(shù)水平的提高，其內(nèi)核空間布局的發(fā)展也是一種不斷打補(bǔ)丁的方式。這樣的后果就是使得內(nèi)核空間被分成不同的幾個(gè)區(qū)域，而且在不同的區(qū)域具有不同的映射方式。通常，人們認(rèn)為L(zhǎng)inux內(nèi)核空間有三個(gè)區(qū)域，即DMA區(qū)（ZONE_DMA）、普通區(qū)（ZONE_NORMAL）和高端內(nèi)存區(qū)（ZONE_HIGHMEM）。

實(shí)際物理內(nèi)存較小時(shí)內(nèi)核空間的直接映射

早期計(jì)算機(jī)實(shí)際配置的物理內(nèi)存通常只有幾MB，所以為了提高內(nèi)核通過虛擬地址訪問物理地址內(nèi)存的速度，內(nèi)核空間的虛擬地址與物理內(nèi)存地址采用了一種從低地址向高地址依次一一對(duì)應(yīng)的固定映射方式，如下圖所示：

可以看到，這種固定映射方式使得虛擬地址與物理地址的關(guān)系變得很簡(jiǎn)單，即內(nèi)核虛擬地址與實(shí)際物理地址只在數(shù)值上相差一個(gè)固定的偏移量PAGE_OFFSET，所以當(dāng)內(nèi)核使用虛擬地址訪問物理頁(yè)框時(shí)，只需在虛擬地址上減去PAGE_OFFSET即可得到實(shí)際物理地址，比使用頁(yè)表的方式要快得多！

由于這種做法幾乎就是直接使用物理地址，所以這種按固定映射方式的內(nèi)核空間也就叫做“物理內(nèi)存空間”，簡(jiǎn)稱物理內(nèi)存。另外，由于固定映射方式是一種線性映射，所以這個(gè)區(qū)域也叫做線性映射區(qū)。

當(dāng)然，這種情況下（計(jì)算機(jī)實(shí)際物理內(nèi)存較小時(shí)），內(nèi)核固定映射空間僅占整個(gè)1GB內(nèi)核空間的一部分。例如：在配置32MB實(shí)際物理內(nèi)存的x86計(jì)算機(jī)系統(tǒng)時(shí)，內(nèi)核的固定映射區(qū)便是PAGE_OFFSET~（PAGE_OFFSET+0x02000000）這個(gè)32MB空間。那么內(nèi)核空間剩余的內(nèi)核虛擬空間怎么辦呢？

當(dāng)然還是按照普通虛擬空間的管理方式，以頁(yè)表的非線性映射方式使用物理內(nèi)存。具體來(lái)說，在整個(gè)1GB內(nèi)核空間中去除固定映射區(qū)，然后在剩余部分中再去除其開頭部分的一個(gè)8MB隔離區(qū)，余下的就是映射方式與用戶空間相同的普通虛擬內(nèi)存映射區(qū)。在這個(gè)區(qū)，虛擬地址和物理地址不僅不存在固定映射關(guān)系，而且通過調(diào)用內(nèi)核函數(shù)vmalloc()獲得動(dòng)態(tài)內(nèi)存，故這個(gè)區(qū)就被稱為vmalloc分配區(qū)，如下圖所示：

對(duì)于配置32MB實(shí)際物理內(nèi)存的x86計(jì)算機(jī)系統(tǒng)來(lái)說，vmalloc分配區(qū)的起始位置為PAGE_OFFSET+0x02000000+0x00800000。

這里說明一下：這里說的內(nèi)核空間與物理頁(yè)框的固定映射，實(shí)質(zhì)上是內(nèi)核頁(yè)對(duì)物理頁(yè)框的一種“預(yù)定”，并不是說這些頁(yè)就“霸占”了這些物理頁(yè)框。即只有當(dāng)虛擬頁(yè)真正需要訪問物理頁(yè)框時(shí)，虛擬頁(yè)才與物理頁(yè)框綁定。而平時(shí)，當(dāng)某個(gè)物理頁(yè)框不被與它對(duì)應(yīng)的虛擬頁(yè)所使用時(shí)，該頁(yè)框完全可以被用戶空間以及后面所介紹的內(nèi)核kmalloc分配區(qū)使用。

總之，在實(shí)際物理內(nèi)存較小的系統(tǒng)中，實(shí)際內(nèi)存的大小就是內(nèi)核空間的物理內(nèi)存區(qū)與vmalloc分配區(qū)的邊界。

ZONE_DMA區(qū)與ZONE_NORMAL區(qū)

對(duì)于整個(gè)1GB的內(nèi)核空間，人們還把該空間頭部的16MB叫做DMA區(qū)，即ZONE_DMA區(qū)，因?yàn)橐酝布MA空間固定在了物理內(nèi)存的低16MB空間；其余區(qū)則叫做普通區(qū)，即ZONE_NORMAL。

內(nèi)核空間的高端內(nèi)存

隨著計(jì)算機(jī)技術(shù)的發(fā)展，計(jì)算機(jī)的實(shí)際物理內(nèi)存越來(lái)越大，從而使得內(nèi)核固定映射區(qū)（線性區(qū)）也越來(lái)越大。顯然，如果不加以限制，當(dāng)實(shí)際物理內(nèi)存達(dá)到1GB時(shí)，vmalloc分配區(qū)（非線性區(qū)）將不復(fù)存在。于是以前開發(fā)的、調(diào)用了vmalloc()的內(nèi)核代碼也就不再可用，顯然為了兼容早期的內(nèi)核代碼，這是不能允許的。

下圖就表示了這種內(nèi)核空間所面臨的局面：

顯然，出現(xiàn)上述問題的原因就是沒有預(yù)料到實(shí)際物理內(nèi)存可以超過1GB，因而沒有為內(nèi)核固定映射區(qū)的邊界設(shè)定限制，而任由其隨著實(shí)際物理內(nèi)存的增大而增大。

解決上述問題的方法就是：對(duì)內(nèi)核空間固定映射區(qū)的上限加以限制，使之不能隨著物理內(nèi)存的增加而任意增加。Linux規(guī)定，內(nèi)核映射區(qū)的上邊界的值最大不能大于一個(gè)小于1G的常數(shù)high_menory，當(dāng)實(shí)際物理內(nèi)存較大時(shí)，以3G+high_memory為邊界來(lái)確定物理內(nèi)存區(qū)。

例如：對(duì)于x86系統(tǒng)，high_memory的值為896M，于是1GB內(nèi)核空間余下的128MB為非線性映射區(qū)。這樣就確保在任何情況下，內(nèi)核都有足夠的非線性映射區(qū)以兼容早期代碼并可以按普通虛存方式訪問實(shí)際物理內(nèi)存的1GB以上的空間。

也就是說，高端內(nèi)存的最基本思想：借一段地址空間，建立臨時(shí)地址映射，用完后釋放，達(dá)到這段地址空間可以循環(huán)使用，訪問所有物理內(nèi)存。當(dāng)計(jì)算機(jī)是物理內(nèi)存較大時(shí)，內(nèi)核空間的示意圖如下：

習(xí)慣上，Linux把內(nèi)核空間3G+high_memory~4G-1的這個(gè)部分叫做高端內(nèi)存區(qū)（ZONE_HIGHMEM）。

總結(jié)一下：在x86結(jié)構(gòu)的內(nèi)核空間，三種類型的區(qū)域（從3G開始計(jì)算）如下：

• ZONE_DMA：內(nèi)核空間開始的16MB
• ZONE_NORMAL：內(nèi)核空間16MB~896MB（固定映射）
• ZONE_HIGHMEM ：內(nèi)核空間896MB ~ 結(jié)束（1G）

根據(jù)應(yīng)用目標(biāo)不同，高端內(nèi)存區(qū)分vmalloc區(qū)、可持久映射區(qū)和臨時(shí)映射區(qū)。內(nèi)核空間中高端內(nèi)存的布局如下圖所示：

vmalloc映射區(qū)

vmalloc映射區(qū)時(shí)高端內(nèi)存的主要部分，該區(qū)間的頭部與內(nèi)核線性映射空間之間有一個(gè)8MB的隔離區(qū)，尾部與后續(xù)的可持久映射區(qū)有一個(gè)4KB的隔離區(qū)。

vmalloc映射區(qū)的映射方式與用戶空間完全相同，內(nèi)核可以通過調(diào)用函數(shù)vmalloc()在這個(gè)區(qū)域獲得內(nèi)存。這個(gè)函數(shù)的功能相當(dāng)于用戶空間的malloc()，所提供的內(nèi)存空間在虛擬地址上連續(xù)（注意，不保證物理地址連續(xù)）。

可持久內(nèi)核映射區(qū)

如果是通過 alloc_page() 獲得了高端內(nèi)存對(duì)應(yīng)的 page，如何給它找個(gè)線性空間？

內(nèi)核專門為此留出一塊線性空間，從PKMAP_BASE開始，用于映射高端內(nèi)存，就是可持久內(nèi)核映射區(qū)。

在可持久內(nèi)核映射區(qū)，可通過調(diào)用函數(shù)kmap()在物理頁(yè)框與內(nèi)核虛擬頁(yè)之間建立長(zhǎng)期映射。這個(gè)空間通常為4MB，最多能映射1024個(gè)頁(yè)框，數(shù)量較為稀少，所以為了加強(qiáng)頁(yè)框的周轉(zhuǎn)，應(yīng)及時(shí)調(diào)用函數(shù)kunmap()將不再使用的物理頁(yè)框釋放。

臨時(shí)映射區(qū)

臨時(shí)映射區(qū)也叫固定映射區(qū)和保留區(qū)。該區(qū)主要應(yīng)用在多處理器系統(tǒng)中，因?yàn)樵谶@個(gè)區(qū)域所獲得的內(nèi)存空間沒有所保護(hù)，故所獲得的內(nèi)存必須及時(shí)使用；否則一旦有新的請(qǐng)求，該頁(yè)框上的內(nèi)容就會(huì)被覆蓋，所以這個(gè)區(qū)域叫做臨時(shí)映射區(qū)。

關(guān)于高端內(nèi)存區(qū)一篇很不錯(cuò)的文章：linux 用戶空間與內(nèi)核空間——高端內(nèi)存詳解。

內(nèi)核內(nèi)存分配修飾符gfp

為了在內(nèi)核內(nèi)存請(qǐng)求函數(shù)對(duì)請(qǐng)求進(jìn)行必要的說明，Linux定義了多種內(nèi)存分配修飾符gfp。它們是行為修飾符、區(qū)修飾符、類型修飾符。

行為修飾符

在內(nèi)存分配函數(shù)中的行為修飾符說明內(nèi)核應(yīng)當(dāng)如何分配內(nèi)存。主要行為修飾符如下：

區(qū)修飾符

區(qū)修飾符說明需要從內(nèi)核空間的哪個(gè)區(qū)域中分配內(nèi)存。內(nèi)存分配器默認(rèn)從內(nèi)核空間的ZONE_NORMAL開始逐漸向高端獲取為內(nèi)存請(qǐng)求者分配內(nèi)存區(qū)，如果用戶特意需要從ZONE_DMA或ZONE_HOGNMEM獲得內(nèi)存，那么就需要內(nèi)存請(qǐng)求者在內(nèi)存請(qǐng)求函數(shù)中使用以下兩個(gè)區(qū)修飾符說明：

類型修飾符

類型修飾符實(shí)質(zhì)上是上述所述修飾符的聯(lián)合應(yīng)用。也就是：將上述的某些行為修飾符和區(qū)修飾符，用“|”進(jìn)行連接并另外取名的修飾符。這里就不多介紹了。

內(nèi)核常用內(nèi)存分配及地址映射函數(shù)

函數(shù)vmalloc()

函數(shù)vmalloc()在vmalloc分配區(qū)分配內(nèi)存，可獲得虛擬地址連續(xù)，但并不保證其物理頁(yè)框連續(xù)的較大內(nèi)存。與物理空間的內(nèi)存分配函數(shù)malloc()有所區(qū)別，vmalloc()分配的物理頁(yè)不會(huì)被交換出去。函數(shù)vmalloc()的原型如下：

void *vmalloc(unsigned long size) {        return __vmalloc(size, GFP_KERNEL | __GFP_HIGHMEM, PAGE_KERNEL); }

void *__vmalloc(unsigned long size, gfp_t gfp_mask, pgprot_t prot) { 	return kmalloc(size, (gfp_mask | __GFP_COMP) & ~__GFP_HIGHMEM); }

其中，參數(shù)size為所請(qǐng)求內(nèi)存的大小，返回值為所獲得內(nèi)存虛擬地址指針。

與vmalloc()配套的釋放函數(shù)如下：

void vfree(const void *addr) { 	kfree(addr); }

其中，參數(shù)addr為待釋放內(nèi)存指針。

函數(shù)kmalloc()

kmalloc()是內(nèi)核另一個(gè)常用的內(nèi)核分配函數(shù)，它可以分配一段未清零的連續(xù)物理內(nèi)存頁(yè)，返回值為直接映射地址。由kmalloc()可分配的內(nèi)存最大不能超過32頁(yè)。其優(yōu)點(diǎn)是分配速度快，缺點(diǎn)是不能分配大于128KB的內(nèi)存頁(yè)（出于跨平臺(tái)考慮）。

在linux/slab.h文件中，該函數(shù)的原型聲明如下：

static __always_inline void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags) { 	struct kmem_cache *cachep; 	void *ret;  	if (__builtin_constant_p(size)) { 		int i = 0;  		if (!size) 			return ZERO_SIZE_PTR;  #define CACHE(x)  		if (size <= x)  			goto found;  		else  			i++; #include <linux/kmalloc_sizes.h> #undef CACHE 		return NULL; found: #ifdef CONFIG_ZONE_DMA 		if (flags & GFP_DMA) 			cachep = malloc_sizes[i].cs_dmacachep; 		else #endif 			cachep = malloc_sizes[i].cs_cachep;  		ret = kmem_cache_alloc_notrace(cachep, flags);  		trace_kmalloc(_THIS_IP_, ret, 			      size, slab_buffer_size(cachep), flags);  		return ret; 	} 	return __kmalloc(size, flags); }

其中，參數(shù)size為以字節(jié)為單位表示的所申請(qǐng)空間的大??；參數(shù)flags決定了所分配的內(nèi)存適合什么場(chǎng)合。

與函數(shù)kmalloc()對(duì)應(yīng)的釋放函數(shù)如下：

void kfree(const void *objp) { 	struct kmem_cache *c; 	unsigned long flags;  	trace_kfree(_RET_IP_, objp);  	if (unlikely(ZERO_OR_NULL_PTR(objp))) 		return; 	local_irq_save(flags); 	kfree_debugcheck(objp); 	c = virt_to_cache(objp); 	debug_check_no_locks_freed(objp, obj_size(c)); 	debug_check_no_obj_freed(objp, obj_size(c)); 	__cache_free(c, (void *)objp); 	local_irq_restore(flags); }

小結(jié)一下，kmalloc、vmalloc、malloc的區(qū)別：

• kmalloc和vmalloc是分配的是內(nèi)核的內(nèi)存，malloc分配的是用戶的內(nèi)存；
• kmalloc保證分配的內(nèi)存在物理上是連續(xù)的，vmalloc保證的是在虛擬地址空間上的連續(xù)，malloc不保證任何東西；
• kmalloc能分配的大小有限，vmalloc和malloc能分配的大小相對(duì)較大；
• vmalloc比kmalloc要慢。

也就是說：kmalloc、vmalloc這兩個(gè)函數(shù)所分配的內(nèi)存都處于內(nèi)核空間，即從3GB～4GB；但位置不同，kmalloc()分配的內(nèi)存處于3GB～high_memory（ZONE_DMA、ZONE_NORMAL）之間，而vmalloc()分配的內(nèi)存在VMALLOC_START～4GB（ZONE_HIGHMEM）之間，也就是非連續(xù)內(nèi)存區(qū)。一般情況下在驅(qū)動(dòng)程序中都是調(diào)用kmalloc()來(lái)給數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)分配內(nèi)存，而vmalloc()用在為活動(dòng)的交換區(qū)分配數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，為某些I/O驅(qū)動(dòng)程序分配緩沖區(qū)，或?yàn)槟K分配空間。

可參考文章：Kmalloc和Vmalloc的區(qū)別。

函數(shù)alloc_pages()

與上述在虛擬空間分配內(nèi)存的函數(shù)不同，alloc_pages()是在物理內(nèi)存空間分配物理頁(yè)框的函數(shù)，其原型如下：

static inline struct page * alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order) { 	if (unlikely(order >= MAX_ORDER)) 		return NULL;  	return alloc_pages_current(gfp_mask, order); }

其中，參數(shù)order表示所分配頁(yè)框的數(shù)目，該數(shù)目為2^order。order的最大值由include/Linux/Mmzone.h文件中的宏MAX_ORDER決定。參數(shù)gfp_mask為說明內(nèi)存頁(yè)框分配方式及使用場(chǎng)合。

函數(shù)返回值為頁(yè)框塊的第一個(gè)頁(yè)框page結(jié)構(gòu)的地址。

調(diào)用下列函數(shù)可以獲得頁(yè)框的虛擬地址：

void *page_address(struct page *page) { 	unsigned long flags; 	void *ret; 	struct page_address_slot *pas;   	if (!PageHighMem(page)) 		return lowmem_page_address(page);   	pas = page_slot(page); 	ret = NULL; 	spin_lock_irqsave(&pas->lock, flags); 	if (!list_empty(&pas->lh)) { 		struct page_address_map *pam;   		list_for_each_entry(pam, &pas->lh, list) { 			if (pam->page == page) { 				ret = pam->virtual; 				goto done; 			} 		} 	} done: 	spin_unlock_irqrestore(&pas->lock, flags); 	return ret; }

使用函數(shù)alloc_pages()獲得的內(nèi)存應(yīng)該使用下面的函數(shù)釋放：

void __free_pages(struct page *page, unsigned int order) { 	if (put_page_testzero(page)) { 		if (order == 0) 			free_hot_page(page); 		else 			__free_pages_ok(page, order); 	} }

函數(shù)kmap()

kmap()是一個(gè)映射函數(shù)，它可以將一個(gè)物理頁(yè)框映射到內(nèi)核空間的可持久映射區(qū)。這種映射類似于內(nèi)核ZONE_NORMAL的固定映射，但虛擬地址與物理地址的偏移不一定是PAGE_OFFSET。由于內(nèi)核可持久映射區(qū)的容量有限（總共只有4MB），因此當(dāng)內(nèi)存使用完畢后，應(yīng)該立即釋放。

函數(shù)kmap()的函數(shù)原型如下：

void *kmap(struct page *page) { 	might_sleep(); 	if (!PageHighMem(page)) 		return page_address(page); 	return kmap_high(page); }

小結(jié)

由于CPU的地址總線只有32位， 32的地址總線無(wú)論是從邏輯上還是從物理上都只能描述4G的地址空間（232=4Gbit），在物理上理論上最多擁有4G內(nèi)存（除了IO地址空間，實(shí)際內(nèi)存容量小于4G），邏輯空間也只能描述4G的線性地址空間。

為了合理的利用邏輯4G空間，Linux采用了3：1的策略，即內(nèi)核占用1G的線性地址空間，用戶占用3G的線性地址空間。所以用戶進(jìn)程的地址范圍從0~3G，內(nèi)核地址范圍從3G~4G，也就是說，內(nèi)核空間只有1G的邏輯線性地址空間。

如果Linux物理內(nèi)存小于1G的空間，通常內(nèi)核把物理內(nèi)存與其地址空間做了線性映射，也就是一一映射，這樣可以提高訪問速度。但是，當(dāng)Linux物理內(nèi)存超過1G時(shí)，線性訪問機(jī)制就不夠用了，因?yàn)橹荒苡?G的內(nèi)存可以被映射，剩余的物理內(nèi)存無(wú)法被內(nèi)核管理，所以，為了解決這一問題，Linux把內(nèi)核地址分為線性區(qū)和非線性區(qū)兩部分，線性區(qū)規(guī)定最大為896M，剩下的128M為非線性區(qū)。從而，線性區(qū)映射的物理內(nèi)存成為低端內(nèi)存，剩下的物理內(nèi)存被成為高端內(nèi)存。與線性區(qū)不同，非線性區(qū)不會(huì)提前進(jìn)行內(nèi)存映射，而是在使用時(shí)動(dòng)態(tài)映射。

低端內(nèi)存又分成兩部分：ZONE_DMA：內(nèi)核空間開始的16MB、ZONE_NORMAL：內(nèi)核空間16MB~896MB（固定映射）。剩下的就是高端內(nèi)存：ZONE_HIGHMEM ：內(nèi)核空間896MB ~ 結(jié)束（1G）。

根據(jù)應(yīng)用目標(biāo)不同，高端內(nèi)存區(qū)分vmalloc區(qū)、可持久映射區(qū)和臨時(shí)映射區(qū)三部分。vmalloc區(qū)使用vmalloc()函數(shù)進(jìn)行分配；可持久映射區(qū)使用allc_pages()獲得對(duì)應(yīng)的 page，在利用kmap()函數(shù)直接映射；臨時(shí)映射區(qū)一般用于特殊需求。