【Linux 内核知识点讨论区.内存管理. 】
低端内存与高端内存，在32位CPU中才会出现的概念，这是因为32位系统中，内核的地址空间是3G-4G（也可以配置成2G-4G，但不耽误理解高端内存与低端内存的概念）。3G-4G，整个内核的虚拟地址空间就1G。1G的虚拟地址，怎么能够管理到实际2G、3G甚至是4G的物理地址呢？自然就想到了一种方法叫：从一一映射中拿出一部分的地址空间作动态的映射。
首先我们必须有常识：一一映射是天生的，是土著！所有的事物都有其发展史，很早以前没有虚拟地址物理地址的区别，都是物理地址。因为彼时的计算机很简单，没有存储，没有网络，就一段程序放内存，然后在CPU中执行，这是计算机的蛮荒时代。后来，随着人类需求的日新月异，我需要在一台计算机上跑若干个程序，需要多线程，需要调度，于是MMU、页表就设计出来了，辅助多线程的实现！页表简直就是第一只猿猴站起来的那根拐杖，意义非凡，它内存的使用更自由了：进程Ａ通过页表能找到自己的物理内存，进程Ｂ通过自己的页表能找到自己的物理内存，同理，进程Ｃ，Ｄ，Ｅ....，页表机制就是一个虚拟层，让不同的进程共享内存，这不就是虚拟机的概念嘛^V^。
页表机制是怎么提出的？来，跟着哥的思路走。蛮荒时代，CPU有32位的寻址空间（实际可能是8位），那个简单的单进程中出现了一个访存地址0xf6，告诉CPU从0xf6中取出数据计算，于是CPU乖乖地从0xf6地址取数，这就是蛮荒时代访存做法咯。这个函数就是 y = x 嘛，程序中的访存地址就是虚拟地址x，实际读取的物理地址就是y了。后来，进入多线程时代之后，进程中出现了一个访存地址0xf6，告诉CPU从0xf6中取出数据，于是CPU不乖乖地从物理地址0xf6取数，而是参考了页表，从F(0xf6)去去了，也就是说现在函数变成了y = f(x)。x还是虚拟地址，y是实际物理地址。
我说这一堆，其实就是为了说明一件事情，一一映射，即y=x，才是计算机页表映射的土著，所以内核中前部分是一一映射就不足为奇了，你不需要去纠结为什么是一一映射，无他，这里记录着一部计算机发展史。
回到最初的问题，内核虚拟地址总共1G，如果全部采用一一映射，这1G的空间最多能cover住1G的内存，超过1G的部分内核根本就掌控不了，这是不能接受的。解决方法是从一一映射中拿出一部分作动态的映射。什么意思？从此，我整块内存的前896M（低端内存）被一一映射到了内核地址空间3G---3G+896M的部分，896M之后（高端内存）现用现map。
这里就是理解高低端内存最重要的一道坎了，如果能坚持到这里，说明你对该部分已经比较懂了！继续！
下面是我对该部分的几个疑问以及解答
疑惑1）目前看内核空间被分成了两部分，一部分是直接映射区域区域3G--3G+896M，另一部分是3G+896M以上的临时映射区域。内核这1G都映射成1G似乎也没啥问题，因为page数组（管理所有物理内存）位于低端内存，所以全部的内存已经被内核cover住了，并且我内核实际可使用的虚拟地址并没有变化，那么内核就全部用低1G，高于1G的都给用户态使用不就得了？
解答1）为了解决一个非常重要的事情：内存的碎片化。系统运行过程中，很可能出现的一种情况是内核的1G空间被total碎掉，比如第3G，3G+8k，3G+16k....的空间被使用，而3G+4k，3G+12k......的空间是闲着的，也就是说整个内核虚拟地址空间有512M可以用，但是你分配一个8k的地址分配不到！！这里就是所谓的kmalloc和vmalloc的区别咯，预留这样一个地址空间，你就可以使用vmalloc分配线性地址连续而物理地址可以不连续的地址了，也算是在碎片化严重的内存中见缝插针地成功分配了一块区域。