对于32位的机器来说，高于896的物理内存在内核中属于高端内存，并没有对内存做一一的映射，系统保留了128M的线性地址空间来临时映射这些高于896M的高端物理内存，该线性地址为3G+768m~4G。返回页框线性地址的页分配函数对于高端内存是无效的，因为高端内存不会自动的映射到某个线性地址。例如__get_free_pages(GFP_HIGH_MEM,0)函数分配高端内存页框时，返回的是NULL；内核可以采用三种方式来使用高端物理内存：永久内核映射，临时内核映射和非连续内存分配。建立永久内核映射可能会阻塞当前进程的执行，这发生在没有高端内存没有空闲的页表项来做映射的情况下，因此在中断等不能阻塞的代码中不要使用永久内核映射。临时内核映射不会发生阻塞的情况，但必须保证没有其他的内核路径在使用同样的临时内核映射。
一、永久内存映射
永久内核映射使用的是内核主页表中的一个专门的页表，其地址存放在pkmap_page_table中，页表的页表项由宏LAST_PKMAP产生，页表中包含512或者1024项。
该页表映射的线性地址从PKMAP_BASE开始，pkmap_count数组包含了LAST_PKMAP个计数器，pkmap_page_table页表中的每项都有对应一个计数值：
计数器为0：对应的页表项是空闲可用的。
计数器为1：对应的页表项没有映射任何高端内存，但是它不能够使用，因为自从最后一次使用以来，其相应的TLB尚未被刷新。
计数器为n：有多个内核成分使用该页表项所对应的页框。
源码分析：
voidfastcall*kmap_high(structpage*page){unsignedlongvaddr;spin_lock(&kmap_lock);//page->virtual记录了页框对应的线性地址vaddr=(unsignedlong)page_address(page);//若页框未被映射过，分配新的空闲页表项if(!vaddr)vaddr=map_new_virtual(page);//若是刚分配到了空闲页表项的话，在map_new_virtual()中其count//值被设置为了1，在这里再次++pkmap_count[PKMAP_NR(vaddr)]++;BUG_ON(pkmap_count[PKMAP_NR(vaddr)]<2);spin_unlock(&kmap_lock);return(void*)vaddr;}staticinlineunsignedlongmap_new_virtual(structpage*page){unsignedlongvaddr;intcount;start:count=LAST_PKMAP;//寻找一个空的页表项for(;;){//从上一次找到的空闲页表项的位置开始寻找last_pkmap_nr=(last_pkmap_nr+1)&LAST_PKMAP_MASK;if(!last_pkmap_nr){flush_all_zero_pkmaps();count=LAST_PKMAP;}//找到一个未用的空闲页表项if(!pkmap_count[last_pkmap_nr])break;/*Foundausableentry*///count变为0的话，意味着当前没有空闲的页表项if(--count)continue;//没有找到空闲的页表项，将当前进程加入到等待队列，进行调度，直到//有空闲的页表项或者该页面被别人映射{DECLARE_WAITQUEUE(wait,current);__set_current_state(TASK_UNINTERRUPTIBLE);add_wait_queue(&pkmap_map_wait,&wait);spin_unlock(&kmap_lock);schedule();remove_wait_queue(&pkmap_map_wait,&wait);spin_lock(&kmap_lock);//有可能在该进程睡眠期间，有其它进程对该页面做了内存映射if(page_address(page))return(unsignedlong)page_address(page);/*Re-start*/gotostart;}}//得到对应页表项对应的线性地址vaddr=PKMAP_ADDR(last_pkmap_nr);//设置对应的页表项set_pte_at(&init_mm,vaddr,&(pkmap_page_table[last_pkmap_nr]),mk_pte(page,kmap_prot));//设置永久内存映射数组的值pkmap_count[last_pkmap_nr]=1;//将page->virtual的值设为vaddr,okset_page_address(page,(void*)vaddr);returnvaddr;}
二、临时内核映射
临时内核映射比较简单，在内核中，为每个cpu都保存了一组页表项，每个页表项由一个特定的内核成分使用，需要注意的是，不同的内核控制路径不应该同时使用一个页表项，这样的话，会使后一个内核控制路径将前一个内核控制路径设置页表项给冲掉。
建立临时内核映射使用kmap_atomic()函数。
void*__kmap_atomic(structpage*page,enumkm_typetype){enumfixed_addressesidx;unsignedlongvaddr;//禁止内核抢占，以预防不同内核控制路径使用同一页表项inc_preempt_count();//非高端内存，不用进行高端内存映射if(!PageHighMem(page))returnpage_address(page);//得到使用的页表项的下表索引idx=type+KM_TYPE_NR*smp_processor_id();//得到相关页表项的线性地址vaddr=__fix_to_virt(FIX_KMAP_BEGIN+idx);//设置对应的页表项set_pte(kmap_pte-idx,mk_pte(page,kmap_prot));local_flush_tlb_one((unsignedlong)vaddr);return(void*)vaddr;}
三、非连续内存分配
下图显示了如何使用高于0xc0000000线性地址的线性地址空间：
内存区的开始部分包含的是对前896MB的RAM进行映射的线性地址，直接映射的物理内存的末尾的线性地址保存在high_memory变量中。内存区的结尾位置包含的是固定映射的线性地址。从PKMAP_BASE开始，是用于高端内存永久映射的线性地址。其余的线性地址用于非连续内存区，在物理内存映射和第一个内存区间有一个8M的安全区，用于捕捉对内存的越界访问，同样道理，插入其它4KB大小的内存区来隔离非连续内存区。
非连续内存区描述符数据结构：
structvm_struct{void*addr;//内存区第一个内存单元的线性地址unsignedlongsize;//内存区的大小加上4K，4K是用来检查越界的内存unsignedlongflags;//非连续内存的类型，VM_ALLOC表示使用vmalloc分配的内存,VM_MAP表示使用vmap分配的内存，//VM_IOREMAP表示用ioremap()分配的内存structpage**pages;//非连续内存的的物理页数组unsignedintnr_pages;//非连续内存的物理页的个数unsignedlongphys_addr;structvm_struct*next;//用来将各个非连续内存描述符串联起来};
1、分配非连续的内存区
分配函数主要是vmalloc(),vmap()，vmalloc（）会去调用__vmalloc_node()函数：
void*__vmalloc_node(unsignedlongsize,gfp_tgfp_mask,pgprot_tprot,intnode){structvm_struct*area;//size要对其为4K的整数倍，因为非连续内存区域是将各个物理页进行映射size=PAGE_ALIGN(size);if(!size||(size>>PAGE_SHIFT)>num_physpages)returnNULL;//找到一块空闲的线性地址区域，用来映射该非连续内存area=get_vm_area_node(size,VM_ALLOC,node);if(!area)returnNULL;return__vmalloc_area_node(area,gfp_mask,prot,node);}void*__vmalloc_area_node(structvm_struct*area,gfp_tgfp_mask,pgprot_tprot,intnode){structpage**pages;unsignedintnr_pages,array_size,i;//计算要映射的物理页数nr_pages=(area->size-PAGE_SIZE)>>PAGE_SHIFT;//计算vm_struct中pages数组的数组元素个数array_size=(nr_pages*sizeof(structpage*));//记录下物理页面的数目area->nr_pages=nr_pages;//为vm_struct中的pages数组分配内存if(array_size>PAGE_SIZE){pages=__vmalloc_node(array_size,gfp_mask,PAGE_KERNEL,node);area->flags|=VM_VPAGES;}elsepages=kmalloc_node(array_size,(gfp_mask&~__GFP_HIGHMEM),node);area->pages=pages;if(!area->pages){remove_vm_area(area->addr);kfree(area);returnNULL;}memset(area->pages,0,array_size);//为非连续内存进行页面的分配，每次分配一个页面，将其页框指针记录在pages数组中for(i=0;i<area->nr_pages;i++){if(node<0)area->pages[i]=alloc_page(gfp_mask);elsearea->pages[i]=alloc_pages_node(node,gfp_mask,0);if(unlikely(!area->pages[i])){/*Successfullyallocatedipages,freethemin__vunmap()*/area->nr_pages=i;gotofail;}}//将各个物理页框映射到分配好的空闲线性区里面去if(map_vm_area(area,prot,&pages))gotofail;returnarea->addr;fail:vfree(area->addr);returnNULL;}
__vmalloc_node（）并不触及当前进程的页表，因此当内核态进程访问非连续内存区时，会发生缺页异常，因为对应的进程的相应地址对应的页表项为空。当缺页异常发生时，异常处理程序会到内核主页表(init_mm.pgd页全局目录)中去查看是否有对应的页表项，有的话，就会修改当前进程的页表项，并继续进程的执行。
2、释放非连续的内存区
voidvfree(void*addr){BUG_ON(in_interrupt());__vunmap(addr,1);}void__vunmap(void*addr,intdeallocate_pages){structvm_struct*area;if(!addr)return;//释放的地址应该是4k的整数倍if((PAGE_SIZE-1)&(unsignedlong)addr){printk(KERN_ERR"Tryingtovfree()badaddress(%p)n",addr);WARN_ON(1);return;}//移除对应的vm_area数据描述符，解除对各个物理页面的页面映射项area=remove_vm_area(addr);if(unlikely(!area)){printk(KERN_ERR"Tryingtovfree()nonexistentvmarea(%p)n",addr);WARN_ON(1);return;}debug_check_no_locks_freed(addr,area->size);//需要向伙伴系统归还非连续的物理页if(deallocate_pages){inti;//将各个物理页面归还给伙伴系统for(i=0;i<area->nr_pages;i++){BUG_ON(!area->pages[i]);__free_page(area->pages[i]);}if(area->flags&VM_VPAGES)vfree(area->pages);elsekfree(area->pages);}kfree(area);return;}
与vmalloc()一样，该函数修改的是主内核页全局目录和它的页表表项，内核永远不会回收页全局，页上级，页中间目录，也不会回收页表，而进程的页表会指向这些表项。这样的话，假设一个内核进程访问已经释放的非连续内存，最终就会访问到已经被清空的页表表项，从而引发缺页异常，这就是一个错误。