一、为什么我们需要高端内存
我们知道在x86_32架构下，linux中的进程的虚拟地址空间大小是4GB，其中的用户空间占用其中的低3GB，而内核空间占用其中的高1GB。而实际上内核的物理空间是从地址0开始的。所以内核空间的物理地址和虚拟地址可以根据右式转换 PA = VA -0xC000 0000。根据这种计算方式，我们可以得到以下的表格：
虚拟地址 物理地址
0xC000 0000 0x0000 0000
0xFFFF 8FFF 0x3FFF 8FFF
…
0xFFFF FFFF 0x4000 0000
图1-1 无高端内存的映射关系
这里就出现了问题，内核空间只能映射到前1GB的物理空间，为了解决这个问题。内核将每个节点的物理内存空间分成了三个部分：①zone_dma ②zone_normal ③zone_highmem。zone_dma和zone_normal占用其中的896MB，而 zone_highmem占用的是>896MB的空间。而内核虚拟地址空间的高128MB用来专门映射高端内存。不过这种映射是动态的，也就是说该区域没有办法永久映射到内核的虚拟地址空间。
图1-2 有高端内存之后的映射关系
二、建立高端内存的映射
图2-1 内核虚拟地址空间的结构
1.永久内核映射
1.1数据结构
1page_address_htable
在函数page_address()中，为了加速从页框指针到线性地址的转换，内核使用哈希表保存页框指针和线性地址的关系。桶中的每一项都是一个page_address_map结构。
图2-2 page_address_htable
2 pkmap_count数组
永久映射区间的起始线性地址为 PKMAP_BASE。内核利用主内核页目录表(swapper_pg_dir)的中的一个页表项所指向的页表来建立永久映射，该页表由指针
pte_t * pkmap_page_table 来表示。页表中的页表项个数有宏LAST_PKMAP表示。PAE开启时，页表项个数为1024，反之则为512。
与临时映射不同为了保证映射的持久，内核建立了一个数组 int pkmap_count[LAST_PKMAP]，该数组元素的个数就是页表项的个数。数组是一个计数器的集合。
count = 0 : 表示该页表项可用，相关映射还未建立，在TLB刷新前，TLB还没有相关页表项的存在。
count = 1 : 表示该页目前没有映射到任何页框，但是TLB中的上次映射的表项还没有被flush。所以该页的映射无法创建。简单来说，就是该映射还存储在TLB中。
count = n : 表示相关的页表项已经建立，并且有 n-1 个进程在使用该映射。
当然，仅仅一个计数器还不够，为了防止对页表项的并发访问，创建映射的过程需要用锁进行控制。
永久映射由 kmap(struct page *page) 创建，该函数接收参数page作为被映射的页框指针。该函数返回一个线性地址。kmap的核心是函数kmap_high()。
3 kmap_high
kmap_high 先调用page_address得到页框对应的线性地址，如果该页框还没有被映射，则调用 map_new_virtual。在map_new_virtual中，如果发现一个count为0的映射，则将count置为1，随后将count加一，此时，count值等于2。
否则不调用map_new_virtual，直接将count加一，此时count应该大于2。
4map_new_virtual
当一个页框还没有被映射到一个虚拟页时，就会调用map_new_virtual。为了防止对pkmap_count数组的重复遍历，函数使用last_pkmap_nr记录上次映射结束时页表项的索引。map_new_virtual其实大致上做了三件事：
第一，如果pkmap_count中有计数器为0的索引，则建立映射并令其count = 1。
第二，如果last_pkmap_nr=0，也就是整个页表没有可用的页表项了，则调用flush_all_zero_pkmaps将所有的计数器为1 的映射（也就是说映射仅仅在TLB中）的计数器置为0，冲刷TLB。
第三，如果pkmap_count都大于1，则阻塞当前进程，将当前进程状态置为 TASK_UNINTERRUPTIBLE 并加入等待队列。之后调度其他进程，其他进程的时间片完后，再将原进程从等待队列移出。如果当前没有其他进程映射该页框，则进行下次循环。
map_new_virtual等价于以下代码（摘自ULK）
2.临时内核映射
2.1 临时内核映射
临时内核映射又称为原子映射，这里先抛个问题：为什么临时映射要称作原子映射。
临时内核映射区域位于固定映射区内，固定映射区内的线性地址可以随意映射到任意一个物理地址，而不是使用物理地址 = 线性地址 - 0xC000_0000 得到。
临时内核映射区的起始和终止的线性地址的索引（关于什么是线性地址的索引，后面会说明）由 enumfixed_address 中的常量 FIX_KMAP_BEGIN FIX_KMAP_END 分别指定。其中FIX_KMAP_END =FIX_KMAP_BEGIN+(KM_TYPE_NR*NR_CPUS)-1。内核根据CPU核心数划分临时映射区。
而在每个CPU独有的块内部又根据页面的用途分成了13个窗口，举个例子 KM_USER0 和 KM_USER1就是内核用来存储来自用户上下文的（通常是系统调用传递的局部变量和参数）。每个窗口其实就是一个页面。这13个窗口在内核中由 enum km_type 表示，而每个窗口的线性地址由km_type 中的常量作为索引来计算。KM_TYPE_NR是窗口的分类个数，等于13。于是，临时映射区变成了这样：
图2-4 细化的临时内核映射区结构
临时映射由kmap_atomic 创建相比于 kmap，kmap_atomic 不阻塞当前进程，不刷新TLB，从而带来了速度上的提升。但是由于kmap_atomic并不阻塞当前进程，如果同一个CPU 上先后有两个进程都要在同一个window上建立映射，并且前一个进程还没有释放映射，那么后一个进程创建的映射就会覆盖前一个进程所创建的映射(其实质是页表项的覆盖)。所以必须原子性的创建和释放映射，这就是kmap_atomic名字的由来。
2.2 kmap_atomic
kmap_atomic接收两个参数，page是被映射的页面指针，type表明此次映射位于临时区间的那个window。
函数返回一个线性地址。
2.3 __fix_to_virt 宏
关于fix_to_virt需要重点说明一下，fix_to_virt宏将索引转换为线性地址，注意此处使用的是位于固定映射区间的绝对索引FIXADDR_TOP 是固定映射区间的结束线性地址。固定映射位于线性地址 FIXADDR_START 与 FIXADDR_TOP之间，FIXADDR_TOP =0xFFFF_F000 。在固定映射区间与虚拟地址空间的顶端（4G）之间还有一个1个页大小的空洞称为 FIX_HOLE ，更重要的是固定映射区间是向下拓展的（类似于栈）。
内核中使用宏 #define __fix_to_virt(x) (FIXADDR_TOP -((x) << PAGE_SHIFT)) 完成从索引到线性地址的转换，结合下图可得区域 FIX_VSYSCALL的起始线性地址为
0xFFFF_E000 = 0xFFFF_F000 - 1 * 0x1000
图2-5 固定映射区间的结构图
enumkm_type {
D(0) KM_BOUNCE_READ,
D(1) KM_SKB_SUNRPC_DATA,
D(2) KM_SKB_DATA_SOFTIRQ,
D(3) KM_USER0,
D(4) KM_USER1,
D(5) KM_BIO_SRC_IRQ,
D(6) KM_BIO_DST_IRQ,
D(7) KM_PTE0,
D(8) KM_PTE1,
D(9) KM_IRQ0,
D(10) KM_IRQ1,
D(11) KM_SOFTIRQ0,
D(12) KM_SOFTIRQ1,
D(13) KM_TYPE_NR
};
fixmap.h
#ifdefCONFIG_HIGHMEM
FIX_KMAP_BEGIN, /* reserved pte's for temporary kernel mappings */
FIX_KMAP_END= FIX_KMAP_BEGIN+(KM_TYPE_NR*NR_CPUS)-1,
#define__FIXADDR_SIZE (__end_of_permanent_fixed_addresses <<PAGE_SHIFT)
#defineFIXADDR_START (FIXADDR_TOP - __FIXADDR_SIZE)
#define__fix_to_virt(x) (FIXADDR_TOP - ((x) << PAGE_SHIFT))
#defineFIXADDR_TOP ((unsigned long)__FIXADDR_TOP)
#define__FIXADDR_TOP 0xfffff000
以上所有的内容都基于linux-2.6.11
参考：
深入理解Linux内核
http://bbs.chinaunix.net/thread-1920551-1-1.html 关于pkmap_count的讨论
https://yq.aliyun.com/articles/130909 关于pkmap_count很直观的描述
http://bbs.chinaunix.net/thread-1938084-1-1.html 关于高端内存的讨论