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解釋一:
高階記憶體是指實體地址大於 896m 的記憶體。
對於這樣的記憶體，無法在「核心直接對映空間」進行對映。
為什麼？
因為「核心直接對映空間」最多只能從 3g 到 4g，只能直接對映 1g 物理記憶體，對於大於 1g 的物理記憶體，無能為力。
實際上，「核心直接對映空間」也達不到 1g， 還得留點線性空間給「核心動態對映空間」 呢。
因此，linux 規定「核心直接對映空間」 最多對映 896m 物理記憶體。
對 於高階記憶體，可以通過 alloc_page() 或者其它函式獲得對應的 page，但是要想訪問實際物理記憶體，還得把 page 轉為線性位址才行（為什麼？想想 mmu 是如何訪問物理記憶體的），也就是說，我們需要為高階記憶體對應的 page 找乙個線性空間，這個過程稱為高階記憶體對映。
高階記憶體對映有三種方式：
1、對映到「核心動態對映空間」
這種方式很簡單，因為通過 vmalloc() ，在」核心動態對映空間「申請記憶體的時候，就可能從高階記憶體獲得頁面（參看 vmalloc 的實現），因此說高階記憶體有可能對映到」核心動態對映空間「 中。
2、永久核心對映
如果是通過 alloc_page() 獲得了高階記憶體對應的 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 ，用於對映高階記憶體。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「核心永久對映空間」或者「永久核心對映空間」
通常情況下，這個空間是 4m 大小，因此僅僅需要乙個頁表即可，核心通過來 pkmap_page_table 尋找這個頁表。
通過 kmap()， 可以把乙個 page 對映到這個空間來
由於這個空間是 4m 大小，最多能同時對映 1024 個 page。因此，對於不使用的的 page，及應該時從這個空間釋放掉（也就是解除對映關係），通過 kunmap() ，可以把乙個 page 對應的線性位址從這個空間釋放出來。
3、臨時對映
核心在 fixaddr_start 到 fixaddr_top 之間保留了一些線性空間用於特殊需求。這個空間稱為「固定對映空間」
在這個空間中，有一部分用於高階記憶體的臨時對映。
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，每個小空間用於乙個目的，這些目的定義在 kmap_types.h 中的 km_type 中。
當要進行一次臨時對映的時候，需要指定對映的目的，根據對映目的，可以找到對應的小空間，然後把這個空間的位址作為對映位址。這意味著一次臨時對映會導致以前的對映被覆蓋。
通過 kmap_atomic() 可實現臨時對映。
下圖簡單簡單表達如何對高階記憶體進行對映
解釋二:
高階記憶體含義為：線性位址空間 page_offset + 896m 至4g的最後128m線性位址 <==對映==> 896m以上的物理頁框，非直接對映。有3種方法：非連續記憶體區對映，永久核心對映，臨時核心對映（固定對映）
從 page_offset開始的線性位址區域為：
page_offset(3g)|物理記憶體對映 --8m-- vmalloc區 --4k-- vmalloc區 --8k-- 永久核心對映--臨時核心對映（固定對映）|4g
1. 非連續區對映
1.1 每個非連續記憶體區都對應乙個型別為 vm_struct的描述符，通過next欄位，這些描述符被插入到乙個vmlist鍊錶中。
1.2 三種非連續區的型別：
vm_alloc -- 物理記憶體(呼叫alloc_page)和線性位址同時申請，物理記憶體是 __gfp_highmem型別（分配順序是high, normal , dma ）（可見vmalloc不僅僅可以對映 __gfp_highmem頁框，它的主要目的是為了將零散的，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，物理記憶體另外申請，是vm_alloc的簡化版
vm_ioremap -- 僅申請線性區，物理記憶體另外申請（這裡的物理記憶體一般都是高階記憶體，大於896m的記憶體）
2. 永久核心對映
2.2 如果last_pkmap個項都用完，則把當前程序置為 task_uninterruptible，並呼叫schedule()
3. 臨時記憶體對映
3.1 可以用在中斷處理函式和可延遲函式的內部，從不阻塞。因為臨時記憶體對映是固定記憶體對映的一部分，乙個位址固定給乙個核心成分使用。
3.2 每個cpu都有自己的乙個13個視窗（乙個線性位址及頁表項）的集合。
enum km_type ;
3.3 注意 fixed_addresses 的位址從上至下是倒著的，fix_hole的位址等於 0xfffff000，是乙個洞
#define __fix_to_virt(x) (fixaddr_top - ((x) << page_shift))
#define __fixaddr_top 0xfffff000
解釋三:
vmalloc_reserve和896m
linux 核心虛擬位址空間到實體地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()等巨集定義轉換得到vaddr）或用kmalloc等分配. 這樣的vaddr的物理頁是連續的。得到的位址也一定在固定影射區域內。
如果記憶體緊張，連續區域無法滿足，呼叫vmalloc分配是必須的，因為它可以將物理不連續的空間組合後分配，所以更能滿足分配要求。vmalloc可以對映高階頁框，也可以對映底端頁框。vmalloc的作用只是為了提供邏輯上連續的位址。。 。
但vmalloc分配的vaddr一定不能與固定影射區域的vaddr重合。因為vaddr到物理頁的影射同時只能唯一。所以vmalloc得到的 vaddr要在3g + 512m 以上才可以。也就是從vmalloc_start開始分配。 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空間中間要留乙個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。
如果連續分配無空洞，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_****t. 那不容易debug.
下面說明vmalloc_reserve和896m的問題。
上面假設機器物理512m的case. 如果機器有1g物理記憶體如何是好？那vmalloc()的vaddr是不是要在3g + 1g + 8m 空洞以上分配？超過定址空間了嗎。
這時，4g 下面保留的vmalloc_reserve 128m 就派上用場了。
也就是說如果物理記憶體超過896m, high_memory也只能在3g + 896地方。可定址空間最高處要保留vmalloc_resreve 128m給vmalloc用。
所以這128m的vaddr空間是為了vmalloc在物理超過了896m時候使用。如果物理僅僅有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。根據物理記憶體大小和vmalloc_reserve得到數值.
所以說那128m的核心線性位址僅僅是為了影射1g以上的物理記憶體的不對的。如果物理記憶體2g,1g以下的vmalloc也用那空間影射。總之，核心的高階線性位址是為了訪問核心固定對映以外的記憶體資源
看vmalloc分配的東西可以用
show_vmalloc()
}使用者空間當然可以使用高階記憶體，而且是正常的使用，核心在分配那些不經常使用的記憶體時，都用高階記憶體空間（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於經常使用的，而使用者的一些資料就屬於不經常使用的。
使用者在啟動乙個應用程式時，是需要記憶體的，而每個應用程式都有3g的線性位址，給這些位址對映頁表時就可以直接使用高階記憶體。
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，如果你要載入乙個裝置，而這個裝置需要對映其記憶體到核心中，它也需要使用這段線性位址空間來完成，否則核心就不能訪問裝置上的記憶體空間了。
總之，核心的高階線性位址是為了訪問核心固定對映以外的記憶體資源
實際上高階記憶體是針對核心一段特殊的線性空間提出的概念，和實際的物理記憶體是兩碼事。程序在使用記憶體時，觸發缺頁異常，具體將哪些物理頁對映給使用者程序是核心考慮的事情。在使用者空間中沒有高階記憶體這個概念。
解釋四(**解釋 是基於linux2.4核心**的)
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