所有段的基地址均为0，由此可以得出，每个段的逻辑地址空间范围为0-4GB。因为每个段的基地址为0，因此，逻辑地址与线性地址保持一致
linux页式管理有四级：
1. 页全局目录 (Page Global Directory)：即pgd，是多级页表的抽象最高层。
2. 页上级目录(Page Upper Directory):即pud。
3. 页中间目录(Page Middle Directory)：即pmd，是页表的中间层。
4. 页表(Page Table Entry)：即 pte。
Linux操作系统采用虚拟内存管理技术，使得每个进程都有独立的进程地址空间，该空间是大小为3G，用户看到和接触的都是虚拟地址，无法看到实际的物理地址。利用这种虚拟地址不但能起到保护操作系统的作用，而且更重要的是用户程序可使用比实际物理内存更大的地址空间。
Linux将4G的虚拟地址空间划分为两个部分——用户空间与内核空间。用户空间从0到0xbfffffff，内核空间从3G到4G。用户进程通常情况下只能访问用户空间的虚拟地址，不能访问内核空间。例外情况是用户进程通过系统调用访问内核空间。
用户空间对应进程，所以每当进程切换，用户空间就会跟着变化。
每个进程的用户空间都是
完全独立、互不相干的。把同一个程序同时运行10次（为了能同时运行，让它们在返回前睡眠100秒），会看到10个进程使用的线性地址一模一样。cat /proc/
/maps
创建进程fork()、程序载入execve()、动态内存分配malloc()等进程相关操作都需要分配内存给进程。这时进程申请和获得的不是物理地址，仅仅是虚拟地址。
实际的物理内存只有当进程真的去访问新获取的虚拟地址时，才会由“请页机制”产生“缺页”异常，从而进入分配实际页框的程序。该异常是虚拟内存机制赖以存在的基本保证—它会告诉内核去为进程分配物理页，并建立对应的页表，这之后虚拟地址才实实在在地映射到了物理地址上。
在应用程序中，常使用malloc函数进行动态内存分配，而在Linux内核中，通常使用kmalloc来动态分配内存。kmalloc
原型是:
#include
void *kmalloc(size_t size, int flags)
参数：
size:要分配的内存大小。
flags:分配标志, 它控制 kmalloc 的行为。
分配标志
GFP_ATOMIC 用来在进程上下文之外的代码（包括中断处理）中分配内存，从不睡眠。
GFP_KERNEL 进程上下文中的分配。可能睡眠。（16M-896M）
__GFP_DMA 这个标志要求分配能够 DMA 的内存区（物理地址在16M以下的页帧 ）
__GFP_HIGHMEM 这个标志表示分配的内存位于高端内存。（896M以上）
最常用的标志是GFP_KERNEL，它的意思是该内存分配是由运行在内核态的进程调用的。也就是说，调用它的函数属于某个进程的，
当空闲内存太少时，kmalloc函数会使当前进程进入睡眠，等待空闲页的出现。
如果kmalloc是在进程上下文之外调用，比如在中断处理，任务队列处理和内核定时器处理中。这些情况属于中断上下文，不能进入睡眠，这时应该使用优先权GFP_ATOMIC。
如果模块需要分配大块的内存，那使用面向页的分配技术会更好
get_zeroed_page(unsigned int flags) 返回指向新页面的指针,并将页面清零。
__get_free_page(unsigned int flags) 和get_free_page类似，但不清零页面。
__get_free_pages(unsigned int flags,unsigned int order )分配若干个连续的页面，返回指向该内存区域的指针，但也不清零这段内存区域。
当程序用完这些页, 可以使用下列函数之一来释放它们:
void free_page(unsigned long addr)
void free_pages(unsigned long addr, unsigned long order)
内核空间是由内核负责映射，它并不会跟着进程改变，是固定的。
从3G开始，最大896M的线性地址区间，我们称作直接
线性地址=3G + 物理地址
1. 使用alloc_page(__GFP_HIGHMEM)分配高端
2. 使用kmap函数将分配到的高端内存映射到该区
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