1. 如何查看linux的虚拟地址空间
一个进程的虚拟地址空间主要由两个数据结来描述。一个是最高层次的：mm_struct，一个是较高层次的：vm_area_structs。最高层次的mm_struct结构描述了一个进程的整个虚拟地址空间。较高层次的结构vm_area_truct描述了虚拟地址空间的一个区间（简称虚拟区）。
1. MM_STRUCT结构
mm_strcut 用来描述一个进程的虚拟地址空间，在/include/linux/sched.h 中描述如下：
struct mm_struct {
struct vm_area_struct * mmap; /* 指向虚拟区间（VMA）链表 */
rb_root_t mm_rb; ／*指向red_black树*/
struct vm_area_struct * mmap_cache; /* 指向最近找到的虚拟区间*/
pgd_t * pgd; ／*指向进程的页目录*/
atomic_t mm_users; /* 用户空间中的有多少用户*/
atomic_t mm_count; /* 对"struct mm_struct"有多少引用*/
int map_count; /* 虚拟区间的个数*/
struct rw_semaphore mmap_sem;
spinlock_t page_table_lock; /* 保护任务页表和 mm->rss */
struct list_head mmlist; /*所有活动（active）mm的链表 */
unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;
unsigned long start_brk, brk, start_stack;
unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;
unsigned long rss, total_vm, locked_vm;
unsigned long def_flags;
unsigned long cpu_vm_mask;
unsigned long swap_address;
unsigned mpable:1;
/* Architecture-specific MM context */
mm_context_t context;
};
对该结构进一步说明如下：
在内核代码中，指向这个数据结构的变量常常是mm。
每个进程只有一个mm_struct结构，在每个进程的task_struct结构中，有一个指向该进程的结构。可以说，mm_struct结构是对整个用户空间的描述。
一个进程的虚拟空间中可能有多个虚拟区间（参见下面对vm_area_struct描述），对这些虚拟区间的组织方式有两种，当虚拟区较少时采用单链表，由mmap指针指向这个链表，当虚拟区间多时采用“红黑树（red_black tree）”结构，由mm_rb指向这颗树。在2.4.10以前的版本中，采用的是AVL树，因为与AVL树相比，对红黑树进行操作的效率更高。
因为程序中用到的地址常常具有局部性，因此，最近一次用到的虚拟区间很可能下一次还要用到，因此，把最近用到的虚拟区间结构应当放入高速缓存，这个虚拟区间就由mmap_cache指向。
指针pgt指向该进程的页目录（每个进程都有自己的页目录，注意同内核页目录的区别）,当调度程序调度一个程序运行时，就将这个地址转成物理地址，并写入控制寄存器（CR3）。
由于进程的虚拟空间及其下属的虚拟区间有可能在不同的上下文中受到访问，而这些访问又必须互斥，所以在该结构中设置了用于P、V操作的信号量mmap_sem。此外，page_table_lock也是为类似的目的而设置。
虽然每个进程只有一个虚拟地址空间，但这个地址空间可以被别的进程来共享，如，子进程共享父进程的地址空间（也即共享mm_struct结构）。所以，用mm_user和mm_count进行计数。类型atomic_t实际上就是整数，但对这种整数的操作必须是“原子”的。
另外，还描述了代码段、数据段、堆栈段、参数段以及环境段的起始地址和结束地址。这里的段是对程序的逻辑划分，与我们前面所描述的段机制是不同的。
mm_context_t是与平台相关的一个结构，对i386 几乎用处不大。
在后面对代码的分析中对有些域给予进一步说明。
2. VM_AREA_STRUCT 结构
vm_area_struct描述进程的一个虚拟地址区间，在/include/linux/mm.h中描述如下：
struct vm_area_struct
struct mm_struct * vm_mm; /* 虚拟区间所在的地址空间*/
unsigned long vm_start; /* 在vm_mm中的起始地址*/
unsigned long vm_end; /*在vm_mm中的结束地址 */
/* linked list of VM areas per task, sorted by address */
struct vm_area_struct *vm_next;
pgprot_t vm_page_prot; /* 对这个虚拟区间的存取权限 */
unsigned long vm_flags; /* 虚拟区间的标志. */
rb_node_t vm_rb;
/*
* For areas with an address space and backing store,
* one of the address_space->i_mmap{,shared} lists,
* for shm areas, the list of attaches, otherwise unused.
*/
struct vm_area_struct *vm_next_share;
struct vm_area_struct **vm_pprev_share;
/*对这个区间进行操作的函数 */
struct vm_operations_struct * vm_ops;
/* Information about our backing store: */
unsigned long vm_pgoff; /* Offset (within vm_file) in PAGE_SIZE
units, *not* PAGE_CACHE_SIZE */
struct file * vm_file; /* File we map to (can be NULL). */
unsigned long vm_raend; /* XXX: put full readahead info here. */
void * vm_private_data; /* was vm_pte (shared mem) */
};
vm_flag是描述对虚拟区间的操作的标志，其定义和描述如下
标志名 描述
VM_DENYWRITE 在这个区间映射一个打开后不能用来写的文件。
VM_EXEC 页可以被执行。
VM_EXECUTABLE 页含有可执行代码。
VM_GROWSDOWN 这个区间可以向低地址扩展。
VM_GROWSUP 这个区间可以向高地址扩展。
VM_IO 这个区间映射一个设备的I/O地址空间。
VM_LOCKED 页被锁住不能被交换出去。
VM_MAYEXEC VM_EXEC 标志可以被设置。
VM_MAYREAD VM_READ 标志可以被设置。
VM_MAYSHARE VM_SHARE 标志可以被设置。
VM_MAYWRITE VM_WRITE 标志可以被设置。
VM_READ 页是可读的。
VM_SHARED 页可以被多个进程共享。
VM_SHM 页用于IPC共享内存。
VM_WRITE 页是可写的。
较高层次的结构vm_area_structs是由双向链表连接起来的，它们是按虚地址的降顺序来排列的，每个这样的结构都对应描述一个相邻的地址空间范围。之所以这样分割，是因为每个虚拟区间可能来源不同，有的可能来自可执行映象，有的可能来自共享库，而有的则可能是动态分配的内存区，所以对每一个由vm_area_structs结构所描述的区间的处理操作和它前后范围的处理操作不同。因此Linux 把虚拟内存分割管理，并利用了虚拟内存处理例程（vm_ops）来抽象对不同来源虚拟内存的处理方法。不同的虚拟区间其处理操作可能不同，Linux在这里利用了面向对象的思想，即把一个虚拟区间看成一个对象，用vm_area_structs描述了这个对象的属性，其中的vm_operation结构描述了在这个对象上的操作，其定义在／include／linux／mm.h中：
/*
* These are the virtual MM functions - opening of an area, closing and
* unmapping it (needed to keep files on disk up-to-date etc), pointer
* to the functions called when a no-page or a wp-page exception occurs.
*/
struct vm_operations_struct {
void (*open)(struct vm_area_struct * area);
void (*close)(struct vm_area_struct * area);
struct page * (*nopage)(struct vm_area_struct * area, unsigned long address, int unused);
};
vm_operations结构中包含的是函数指针；其中，open、close分别用于虚拟区间的打开、关闭，而nopage用于当虚存页面不在物理内存而引起的“缺页异常”时所应该调用的函数。
3．红黑树结构
Linux内核从2.4.10开始，对虚拟区的组织不再采用AVL树，而是采用红黑树，这也是出于效率的考虑，虽然AVL树和红黑树很类似，但在插入和删除节点方面，采用红黑树的性能更好一些，下面对红黑树给予简单介绍。
一颗红黑树是具有以下特点的二叉树：
每个节点着有颜色，或者为红，或者为黑
根节点为黑色
如果一个节点为红色，那么它的子节点必须为黑色
从一个节点到叶子节点上的所有路径都包含有相同的黑色节点数
2. linux 中内核申请的动态空间在什么地方
在堆中
3. 为什么Linux内核要把内核地址放在高地址空间内
我们知道现在操作系统都是采用虚拟存储器，那么对32位操作系统而言，它的寻址空间（虚拟存储空间）为4G（2的32次方）。操心系统的核心是内核，独立于普通的应用程序，可以访问受保护的内存空间，也有访问底层硬件设备的所有权限。为了保证用户进程不能直接操作内核，保证内核的安全，操心系统将虚拟空间划分为两部分，一部分为内核空间，一部分为用户空间。针对linux操作系统而言，将最高的1G字节（从虚拟地址0xC0000000到0xFFFFFFFF），供内核使用，称为内核空间，而将较低的3G字节（从虚拟地址0x00000000到0xBFFFFFFF），供各个进程使用，称为用户空间。每个进程可以通过系统调用进入内核，因此，Linux内核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字节的虚拟空间
需要注意的细节问题：
（1） 内核空间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。不管是内核空间还是用户空间，它们都处于虚拟空间中。
（2） Linux使用两级保护机制：0级供内核使用，3级供用户程序使用。
内核态与用户态：
（1）当一个任务（进程）执行系统调用而陷入内核代码中执行时，称进程处于内核运行态（内核态）。此时处理器处于特权级最高的（0级）内核代码中执行。当进程处于内核态时，执行的内核代码会使用当前进程的内核栈。每个进程都有自己的内核栈。
（2）当进程在执行用户自己的代码时，则称其处于用户运行态（用户态）。此时处理器在特权级最低的（3级）用户代码中运行。当正在执行用户程序而突然被中断程序中断时，此时用户程序也可以象征性地称为处于进程的内核态。因为中断处理程序将使用当前进程的内核栈。
4. LINUX内核空间与用户空间分别是什么意思
关于内核空间和用户空间，说的是linux驱动程序一般工作在内核空间，但也可以工作在用户空间。下面将详细解析，什么是内核空间，什么是用户空间，以及如何判断他们。
Linux简化了分段机制，使得虚拟地址与线性地址总是一致，因此，Linux的虚拟地址空间也为0~4G.Linux内核将这4G字节的空间分为两部分。将最高的1G字节(从虚拟地址0xC0000000到0xFFFFFFFF)，供内核使用，称为"内核空间".而将较低的3G字节(从虚拟地址 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字节的虚拟空间。
Linux使用两级保护机制：0级供内核使用，3级供用户程序使用。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字节虚拟内核空间则为所有进程以及内核所共享。
内核空间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。不管是内核空间还是用户空间，它们都处于虚拟空间中。
5. linux内核调用哪些接口分配内核地址空间的内存
kmalloc/kfree
类似于来标准C中的malloc/free，kmalloc/kfree是内核源中的用于常规内存分配的接口。
例如，申请1024字节的内核地址空间：
char*buff;
buff=kmalloc(1024,GFP_KERNEL);
if(!buff)
return-ENOMEM;
还有什么问题的话，可以私信我哦
6. 为什么linux操作系统内核在虚拟地址空间的3GB处
1： 并不是所有平台都抄在3G
2：i386没有PAE，并且编译时没有特别指定的时候才在3G
3：在这种情况下，由于地址总线最大只能访问4G的空间，并且为了在切换入内核空间时不需要重新加载内核的页表，使用了一个技巧：让内核与用户空间影射到同一内存段。根据实际需要，给内核保留了1G的内存空间，并且为了让应用程序看起来是从0地址开始的，那么内核的1G内存段就占用了3G~4G的空间。这就回答了你的问题。
4：其实这种方法不是唯一的，比如，可以让内核少占用一些空间，那么就不是3G了。或者，让内核与应用程序不映射到同一个内存空间，那么用户程序可以使用几乎全部的4G空间（有些patch可以做到，但这样的话内核<->用户态切换时代价很大。说几乎4G的原因是：调用syscall时还是需要一段内存传递参数的）。
7. linux0.11内核中每个进程的线性地址空间为什么是64m
应该是每当新建一个进程後，在线性地址空间中代码段和数据段的大小被设置成了64MB（嗯，记得是这样，好久没看了，记不太清）
8. Linux的内核空间和用户空间是如何划分的(以32位系统为例)
Linux将4G的地址划分为用户空间和内核空间两部分。在Linux内核的低版本中（2.0.X），通常0-3G为用户空间，3G-4G为内核空间。这个分界点是可以可以改动的。
正是这个分界点的存在，限制了Linux可用的最大内存为2G.而且要通过重编内核，调整这个分界点才能达到。实际上还可以有更好的方法来解决这个问题。由于内核空间与用户空间互不重合，所以可以用段机制提供的保护功能来保护内核级代码。
2.2.X版的内核对此进行了改动。这样内核空间扩张到了4G。从表面上看内核的基地址变为了0，但实际上，内核通常仍在虚址3G以上。
用户空间在2.2.X中从直观上变为0-4G，让人迷惑，不是可以直接访问内核了？
其实不然，同过使用页机制提供的保护，阻止了用户程序访问内核空间。
windows是使用的一个开关设置的，一般是1G，设置过开关之后，用花空间就可以达到3G
另外，附上一片文章吧，这个是64位系统上面的。。。希望能给你启发~~~试着编译下内核吧！
http://www.linuxidc.com/Linux/2011-03/33764.htm