內(nèi)核把物理頁(yè)作為內(nèi)存管理的基本單位；內(nèi)存管理單元（MMU）把虛擬地址轉(zhuǎn)換為物理
地址，通常以頁(yè)為單位進(jìn)行處理。MMU以頁(yè)大小為單位來(lái)管理系統(tǒng)中的也表。
32位系統(tǒng)：頁(yè)大小4KB
64位系統(tǒng)：頁(yè)大小8KB
內(nèi)核用相應(yīng)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)表示系統(tǒng)中的每個(gè)物理頁(yè)：
<linux/mm_types.h>
struct page {}
內(nèi)核通過(guò)這樣的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)管理系統(tǒng)中所有的頁(yè)，因此內(nèi)核判斷一個(gè)頁(yè)是否空閑，誰(shuí)有擁有這個(gè)頁(yè)
，擁有者可能是：用戶空間進(jìn)程、動(dòng)態(tài)分配的內(nèi)核數(shù)據(jù)、靜態(tài)內(nèi)核代碼、頁(yè)高速緩存……
系統(tǒng)中每一個(gè)物理頁(yè)都要分配這樣一個(gè)結(jié)構(gòu)體，進(jìn)行內(nèi)存管理。
Linux內(nèi)存尋址存在問(wèn)題：
一些硬件只能用某些特定的內(nèi)存來(lái)執(zhí)行DMA（直接內(nèi)存訪問(wèn)）
一些體系結(jié)構(gòu)其內(nèi)存的物理尋址范圍必須你尋址范圍大得多。這樣導(dǎo)致一些內(nèi)存不能永久映射到內(nèi)核空間上。
通常32位Linux內(nèi)核地址空間劃分0~3G為用戶空間，3~4G為內(nèi)核空間。當(dāng)內(nèi)核模塊代碼或線程訪問(wèn)內(nèi)存時(shí)，
代碼中的內(nèi)存地址都為邏輯地址，而對(duì)應(yīng)到真正的物理內(nèi)存地址，需要地址一對(duì)一的映射。因此內(nèi)核空間地址為3~4G，
最多只能映射到1G空間的內(nèi)存，超出1G大小的內(nèi)存將如何去問(wèn)呢！
由于存在上述條件的限制。Linux將內(nèi)核空間地址劃分為三個(gè)區(qū)：
ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM。
ZONE_HIGHMEM即為高端內(nèi)存，這就是內(nèi)存高端內(nèi)存概念的由來(lái)。
在x86結(jié)構(gòu)中，三種類(lèi)型的區(qū)域如下：
ZONE_DMA 內(nèi)存開(kāi)始的16MB
ZONE_NORMAL 16MB~896MB
ZONE_HIGHMEM 896MB ~ 結(jié)束
同樣每個(gè)區(qū)包含眾多頁(yè)，形成不同內(nèi)存池，按照用途進(jìn)行內(nèi)存分配。
用相應(yīng)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來(lái)表示區(qū)：
<linux/mmzone.h>
struct zone {}
static inline struct page *alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)
該函數(shù)分配2的order次方個(gè)連續(xù)的物理頁(yè)，返回指向第一個(gè)頁(yè)的page結(jié)構(gòu)體指針。
void *page_address(const struct page *page)
返回指向給定物理頁(yè)當(dāng)前所在的邏輯地址
extern unsigned long __get_free_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order);
extern unsigned long get_zeroed_page(gfp_t gfp_mask);
釋放：
extern void __free_pages(struct page *page, unsigned int order);
extern void free_pages(unsigned long addr, unsigned int order);
內(nèi)存的分配可能失敗，內(nèi)存的釋放要準(zhǔn)確！
1 kmalloc
kmalloc()函數(shù)與用戶空間malloc一組函數(shù)類(lèi)似，獲得以字節(jié)為單位的一塊內(nèi)核內(nèi)存。
void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags)
void kfree(const void *objp)
分配內(nèi)存物理上連續(xù)。
gfp_t標(biāo)志：表明分配內(nèi)存的方式。如：
GFP_ATOMIC：分配內(nèi)存優(yōu)先級(jí)高，不會(huì)睡眠
GFP_KERNEL：常用的方式，可能會(huì)阻塞。
2 vmalloc
void *vmalloc(unsigned long size)
void vfree(const void *addr)
vmalloc()與kmalloc方式類(lèi)似，vmalloc分配的內(nèi)存虛擬地址是連續(xù)的，而物理地址則無(wú)需連續(xù)，與用戶空間分配函數(shù)一致。
vmalloc通過(guò)分配非連續(xù)的物理內(nèi)存塊，在修正頁(yè)表，把內(nèi)存映射到邏輯地址空間的連續(xù)區(qū)域中，虛擬地址是連續(xù)的。
是否必須要連續(xù)的物理地址和具體使用場(chǎng)景有關(guān)。在不理解虛擬地址的硬件設(shè)備中，內(nèi)存區(qū)都必須是連續(xù)的。
通過(guò)建立頁(yè)表轉(zhuǎn)換成虛擬地址空間上連續(xù)，肯定存在一些消耗，帶來(lái)性能上影響。
所以通常內(nèi)核使用kmalloc來(lái)申請(qǐng)內(nèi)存，在需要大塊內(nèi)存時(shí)使用vmalloc來(lái)分配。
內(nèi)核中經(jīng)常進(jìn)行內(nèi)存的分配和釋放。為了便于數(shù)據(jù)的頻繁分配和回收，通常建立一個(gè)空
閑鏈表——內(nèi)存池。當(dāng)不使用的已分配的內(nèi)存時(shí)，將其放入內(nèi)存池中，而不是直接釋放掉。
Linux內(nèi)核提供了slab層來(lái)管理內(nèi)存的分配和釋放。
頻繁分配和回收必然導(dǎo)致內(nèi)存碎片，緩存他們.
slab層得設(shè)計(jì)實(shí)現(xiàn)
slab層把不同的對(duì)象劃分為所謂的高速緩存組。每個(gè)高速緩存組存放不同類(lèi)型的對(duì)象。高速緩存劃分為slab，
slab由一個(gè)或多個(gè)物理上連續(xù)的頁(yè)組成。每個(gè)slab處于三種狀態(tài)之一：滿，部分滿，空。
高速緩存，slab，對(duì)象之間的關(guān)系：
與傳統(tǒng)的內(nèi)存管理模式相比， slab 緩存分配器提供了很多優(yōu)點(diǎn)。首先，內(nèi)核通常依賴(lài)于對(duì)小對(duì)象的分配，
它們會(huì)在系統(tǒng)生命周期內(nèi)進(jìn)行無(wú)數(shù)次分配。slab 緩存分配器通過(guò)對(duì)類(lèi)似大小的對(duì)象進(jìn)行緩存而提供這種功能，
從而避免了常見(jiàn)的碎片問(wèn)題。slab 分配器還支持通用對(duì)象的初始化，從而避免了為同一目而對(duì)一個(gè)對(duì)象重復(fù)
進(jìn)行初始化。最后，slab 分配器還可以支持硬件緩存對(duì)齊和著色，這允許不同緩存中的對(duì)象占用相同的緩存行，
從而提高緩存的利用率并獲得更好的性能。
slab數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和接口：
每個(gè)高速緩存用kmem_cache結(jié)構(gòu)來(lái)表示：
struct kmem_cache {
struct kmem_list3 **nodelists;
……
}
緩存區(qū)包含三種slab：滿，未滿，空閑
struct kmem_list3 {
struct list_head slabs_partial; /* partial list first, better asm code */
struct list_head slabs_full;
struct list_head slabs_free;
……
};
每一個(gè)slab包含多個(gè)對(duì)象：
struct slab {
struct list_head list;
unsigned long colouroff;
void *s_mem; /* including colour offset */
unsigned int inuse; /* num of objs active in slab */
kmem_bufctl_t free;
unsigned short nodeid;
};
相關(guān)接口：mm/slab.c
內(nèi)核函數(shù) kmem_cache_create 用來(lái)創(chuàng)建一個(gè)新緩存。這通常是在內(nèi)核初始化時(shí)執(zhí)行的，或者在首次加載內(nèi)核模塊時(shí)執(zhí)行。
struct kmem_cache *kmem_cache_create (
const char *name,
size_t size,
size_t align,
unsigned long flags,
void (*ctor)(void *))
name 參數(shù)定義了緩存名稱(chēng)，proc 文件系統(tǒng)（在 /proc/slabinfo 中）使用它標(biāo)識(shí)這個(gè)緩存。
size 參數(shù)指定了為這個(gè)緩存創(chuàng)建的對(duì)象的大小，
align 參數(shù)定義了每個(gè)對(duì)象必需的對(duì)齊。
flags 參數(shù)指定了為緩存啟用的選項(xiàng)：
kmem_cache_create 的部分選項(xiàng)（在 flags 參數(shù)中指定）
SLAB_RED_ZONE 在對(duì)象頭、尾插入標(biāo)志，用來(lái)支持對(duì)緩沖區(qū)溢出的檢查。
SLAB_POISON 使用一種己知模式填充 slab，允許對(duì)緩存中的對(duì)象進(jìn)行監(jiān)視（對(duì)象屬對(duì)象所有，不過(guò)可以在外部進(jìn)行修改）。
SLAB_HWCACHE_ALIGN 指定緩存對(duì)象必須與硬件緩存行對(duì)齊。
ctor 和 dtor 參數(shù)定義了一個(gè)可選的對(duì)象構(gòu)造器和析構(gòu)器。構(gòu)造器和析構(gòu)器是用戶提供的回調(diào)函數(shù)。當(dāng)從緩存中分配新對(duì)象時(shí)，可以通過(guò)構(gòu)造器進(jìn)行初始化。
要從一個(gè)命名的緩存中分配一個(gè)對(duì)象，可以使用 kmem_cache_alloc 函數(shù)。
void kmem_cache_alloc( struct kmem_cache *cachep, gfp_t flags );
這個(gè)函數(shù)從緩存中返回一個(gè)對(duì)象。注意如果緩存目前為空，那么這個(gè)函數(shù)就會(huì)調(diào)用 cache_alloc_refill 向緩存中增加內(nèi)存。
kmem_cache_alloc 的 flags 選項(xiàng)與 kmalloc 的
cachep：所建立的緩存區(qū)
flags參數(shù)：
GFP_USER 為用戶分配內(nèi)存（這個(gè)調(diào)用可能會(huì)睡眠）。
GFP_KERNEL 從內(nèi)核 RAM 中分配內(nèi)存（這個(gè)調(diào)用可能會(huì)睡眠）。
GFP_ATOMIC 使該調(diào)用強(qiáng)制處于非睡眠狀態(tài)（對(duì)中斷處理程序非常有用）。
GFP_HIGHUSER 從高端內(nèi)存中分配內(nèi)存。
永久映射：可能會(huì)阻塞
映射一個(gè)給定的page結(jié)構(gòu)到內(nèi)核地址空間：
void *kmap(struct page *page)
解除映射：
void kunmap(struct page *page)
臨時(shí)映射：不會(huì)阻塞
void *kmap_atomic(struct page *page)
l 連續(xù)的物理頁(yè)：kmalloc或者低級(jí)頁(yè)分配器
l 高端內(nèi)存分配：alloc_pages 指向page結(jié)構(gòu)指針，不是邏輯地址指針。再通過(guò)kmap()把高端地址內(nèi)存映射到內(nèi)核的邏輯地址空間。
l 無(wú)需連續(xù)物理地址：vmalloc 虛擬地址連續(xù)物理地址可能不連續(xù)，相對(duì)存在性能損失
l 頻繁創(chuàng)建和銷(xiāo)毀很多較大數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)：建立slab緩存區(qū)，提高對(duì)象分配和回收性能。
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