有这么一系列的问题，是否在困扰着你：用户程序编译连接形成的地址空间在什么范围内？内核编译后地址空间在什么范围内？要对外设进行访问，I/O的地址空间又是什么样的？
先回答第一个问题。Linux最常见的可执行文件格式为elf(Executable and Linkable Format)。在elf格式的可执行代码中，ld总是从0x8000000开始安排程序的“代码段”，对每个程序都是这样。至于程序执行时在物理内存中的实际地址，则由内核为其建立内存映射时临时分配，具体地址取决于当时所分配的物理内存页面。
我们可以用Linux的实用程序objdump对你的程序进行反汇编，从而知晓其地址范围。
例如：假定我们有一个简单的C程序Hello.c
# include
greeting ( )
{
printf(“Hello,world!\n”);
}
main()
{
greeting();
}
之所以把这样简单的程序写成两个函数，是为了说明指令的转移过程。我们用gcc和ld对其进行编译和连接，得到可执行代码hello。然后，用Linux的实用程序objdump对其进行反汇编：
$objdump –d hello
得到的主要片段为：
08048568 :
8048568: pushl %ebp
8048569: movl %esp, %ebp
804856b: pushl $0x809404
8048570: call 8048474 <_inIT+0x84>
8048575: addl $0x4, %esp
8048578: leave
8048579: ret
804857a: movl %esi, %esi
0804857c :
804857c: pushl %ebp
804857d: movl %esp, %ebp
804857f: call 8048568
8048584: leave
8048585: ret
8048586: nop
8048587: nop
其中，像08048568这样的地址，就是我们常说的虚地址（这个地址实实在在的存在，只不过因为物理地址的存在，显得它是“虚”的罢了）。
虚拟内存、内核空间和用户空间
Linux虚拟内存的大小为2^32（在32位的x86机器上），内核将这4G字节的空间分为两部分。最高的1G字节（从虚地址0xC0000000到0xFFFFFFFF）供内核使用，称为“内核空间”。而较低的3G字节（从虚地址0x00000000到0xBFFFFFFF），供各个进程使用，称为“用户空间”。因为每个进程可以通过系统调用进入内核，因此，Linux内核空间由系统内的所有进程共享。于是，从具体进程的角度来看，每个进程可以拥有4G字节的虚拟地址空间(也叫虚拟内存)。
每个进程有各自的私有用户空间（0～3G），这个空间对系统中的其他进程是不可见的。最高的1GB内核空间则为所有进程以及内核所共享。另外，进程的“用户空间”也叫“地址空间”，在后面的叙述中，我们对这两个术语不再区分。
用户空间不是进程共享的，而是进程隔离的。每个进程最大都可以有3GB的用户空间。一个进程对其中一个地址的访问，与其它进程对于同一地址的访问绝不冲突。比如，一个进程从其用户空间的地址0x1234ABCD处可以读出整数8，而另外一个进程从其用户空间的地址0x1234ABCD处可以读出整数20，这取决于进程自身的逻辑。
任意一个时刻，在一个CPU上只有一个进程在运行。所以对于此CPU来讲，在这一时刻，整个系统只存在一个4GB的虚拟地址空间，这个虚拟地址空间是面向此进程的。当进程发生切换的时候，虚拟地址空间也随着切换。由此可以看出，每个进程都有自己的虚拟地址空间，只有此进程运行的时候，其虚拟地址空间才被运行它的CPU所知。在其它时刻，其虚拟地址空间对于CPU来说，是不可知的。所以尽管每个进程都可以有4 GB的虚拟地址空间，但在CPU眼中，只有一个虚拟地址空间存在。虚拟地址空间的变化，随着进程切换而变化。
从上面我们知道，一个程序编译连接后形成的地址空间是一个虚拟地址空间，但是程序最终还是要运行在物理内存中。因此，应用程序所给出的任何虚地址最终必须被转化为物理地址，所以，虚拟地址空间必须被映射到物理内存空间中，这个映射关系需要通过硬件体系结构所规定的数据结构来建立。这就是我们所说的段描述符表和页表，Linux主要通过页表来进行映射。
于是，我们得出一个结论，如果给出的页表不同，那么CPU将某一虚拟地址空间中的地址转化成的物理地址就会不同。所以我们为每一个进程都建立其页表，将每个进程的虚拟地址空间根据自己的需要映射到物理地址空间上。既然某一时刻在某一CPU上只能有一个进程在运行，那么当进程发生切换的时候，将页表也更换为相应进程的页表，这就可以实现每个进程都有自己的虚拟地址空间而互不影响。所以，在任意时刻，对于一个 CPU 来说，只需要有当前进程的页表，就可以实现其虚拟地址到物理地址的转化。
内核空间到物理内存的映射
内核空间对所有的进程都是共享的，其中存放的是内核代码和数据，而进程的用户空间中存放的是用户程序的代码和数据，不管是内核程序还是用户程序，它们被编译和连接以后，所形成的指令和符号地址都是虚地址（参见2.5节中的例子），而不是物理内存中的物理地址。
虽然内核空间占据了每个虚拟空间中的最高 1GB 字节，但映射到物理内存却总是从最低地址（ 0x00000000 ）开始的，如图 4.2 所示，之所以这么规定，是为了在内核空间与物理内存之间建立简单的线性映射关系。其中， 3GB （ 0xC0000000 ）就是物理地址与虚拟地址之间的位移量，在 Linux 代码中就叫做 PAGE_OFFSET 。
我们来看一下在 include/asm/i386/page.h 头文件中对内核空间中地址映射的说明及定义：
#define __PAGE_OFFSET (0xC0000000)
……
#define PAGE_OFFSET ((unsigned long)__PAGE_OFFSET)
#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)
#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))
对于内核空间而言，给定一个虚地址 x ，其物理地址为“ x- PAGE_OFFSET” ，给定一个物理地址 x ，其虚地址为“ x+ PAGE_OFFSET ”。
这里再次说明，宏 __pa() 仅仅把一个内核空间的虚地址映射到物理地址，而决不适用于用户空间，用户空间的地址映射要复杂得多，它通过分页机制完成。
图1 从PAGE_OFFSET开始的1GB地址空间
先说明图中符号的含义：
PAGE_OFFSET:0XC0000000,即3GB
high_memory:这个变量的字面含义是高端内存，到底什么是高端内存，Linux内核规定，RAM的前896为所谓的低端内存，而896~1GB共128MB为高端内存。如果你的内存是512M，那么high_memory是多少？是3GB+512，也就是说，物理地址x
在源代码中函数mem_init中，有这样一行：
high_memory = (void *) __va(max_low_pfn * PAGE_SIZE);
其中，max_low_pfn为物理内存的最大页数。
所以在图中，PAGE_OFFSET到high_memory 之间就是所谓的物理内存映射。只有这一段之间，物理地址与虚地址之间是简单的线性关系。
还要说明的是，要在这段内存分配内存，则调用kmalloc()函数。反过来说，通过kmalloc（）分配的内存，其物理页是连续的。
VMALLOC_START：非连续区的的起始地址。
VMALLOC_END：非连续区的的末尾地址
在非连续区中，物理内存映射的末端与第一个VMalloc之间有一个8MB的安全区，目的是为了“捕获”对内存的越界访问。处于同样的理由，插入其他4KB的安全区来隔离非连续区。
非连续区的分配调用VMalloc（）函数。
vmalloc()与 kmalloc()都是在内核代码中用来分配内存的函数，但二者有何区别？
从前面的介绍已经看出，这两个函数所分配的内存都处于内核空间，即从3GB～4GB；但位置不同，kmalloc()分配的内存处于3GB～high_memory之间，这一段内核空间与物理内存的映射一一对应，而vmalloc()分配的内存在VMALLOC_START～4GB之间，这一段非连续内存区映射到物理内存也可能是非连续的。
vmalloc()工作方式与kmalloc()类似， 其主要差别在于前者分配的物理地址无需连续，而后者确保页在物理上是连续的（虚地址自然也是连续的）。
尽管仅仅在某些情况下才需要物理上连续的内存块，但是，很多内核代码都调用kmalloc()，而不是用vmalloc()获得内存。这主要是出于性能的考虑。vmalloc()函数为了把物理上不连续的页面转换为虚拟地址空间上连续的页，必须专门建立页表项。还有，通过vmalloc()获得的页必须一个一个的进行映射（因为它们物理上不是连续的），这就会导致比直接内存映射大得多的缓冲区刷新。因为这些原因，vmalloc()仅在绝对必要时才会使用——典型的就是为了获得大块内存时，例如，当模块被动态插入到内核中时，就把模块装载到由vmalloc()分配的内存上。
vmalloc()函数用起来比较简单：
char *buf;
buf = vmalloc（16*PAGE_SIZE）; /*获得16页*/
if （!buf）
/* 错误！不能分配内存*/
在使用完分配的内存之后，一定要释放它：
vfree（buf）；
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