1. 页
内存管理的基本单位：Page。MMU（vaddr -> addr）也用页进行管理。
内核用struct page表示一个物理页，定义于<linux/mm_types.h>中：
struct page {
unsigned long flags; //页状态
atomic_t _count; //引用计数, -1表示没有引用，可被分配
atomic_t _mapcount;
unsigned long private; //存放私有数据
struct address_space *mapping; //由页缓存使用
pgoff_t index;
struct list_head lru;
void *virtual; //页虚拟地址
//...
}
注意，这里struct page与物理页相关，而非与虚拟页相关。
2. 区
内核把页划分到不同的区内，对相似特性的页进行分组。
主要使用4种区:
-
ZONE_DMA：包含的页执行DMA操作 -
ZOME_DMA32：和ZONE_DMA类似，但只能被32位设备访问 -
ZONE_NORMAL：正常映射的页 -
ZONE_HIGHEM：包含“高端内存”，不能永久映射到内核地址空间
32位x86机器上，内核空间分为：
ZONE_DMA: <16MBZONE_NORMAL: 16~896MBZONE_HIGHEM: >896MB而x86-64上没有
ZONE_HIGHEM。分配时，可从多个区中获取页，但不能同时在2个区中分配。
每个区用struct zone表示，定义在<linux/mmzone.h>中。（内包含一个自旋锁，但只保护结构，不保护整个区）
# 3. 获得页
获取页核心函数是：
struct page* alloc_page(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)，它可分配$2^{order}$个连续的物理页，返回第一个页的page指针
若获取全为0的页，可调用：
unsigned long get_zeroed_page(unsigned int gfp_mask)
释放页是，可调用下面的函数，但要谨慎，只能释放属于你的页（内核完全信赖自己，若操作非法，内核就会挂起）：
void __free_pages(struct page *page, unsigned int order)void free_pages(unsigned long addr, unsigned int order)void free_page(unsigned long addr)
4. kmalloc()
从内核中申请一块内存，物理地址连续，和malloc()相比，多了一个flag参数：
void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags)，定义在<linux/slab.h>
其中flag是一个gfp_mask标志，定义在<linux/gfp.h>，分为3类：
- 行为修饰符：指定分配时的行为
- 区修饰符：指定分配的区域
- 类型标识：结合上面两种修饰，配置内核内存分配
释放内存可调用：
-
void kfree(const void *ptr)，只能释放kmalloc()开辟的内存。若释放其它部分内存或释放已经释放的内存，会导致严重后果。kfree(NULL)是安全的。
5. vmalloc()
可以分配虚拟地址连续的内存，物理地址无需连续（和malloc()很像）。它定义于<linux/vmalloc.h>：
void* vmalloc(unsigned long size)
释放调用void vfree(const void *addr)。
两个函数可以睡眠，不能在中断上下文中调用。
6. slab层
Linux内核使用slab分配器，扮演通用数据结构缓存层，避免过多的内存申请和释放。
6.1. slab层设计
每个高速缓存对应一个对象类型，由若干个slab组成，slab由一个或多个连续物理页面组成。
slab三种状态：满、部分满或者空。
分配时，先从部分满的分配，再考虑空的slab，最后再考虑创建一个slab。
高速缓存使用struct kmem_cache表示，包含3个链表：slabs_full, slabs_partial, slabs_empty。
而slab描述符用struct slab描述：
struct slab {
struct list_head list; // 满、部分满或空链表
unsigned long colouroff; // slab着色的偏移量
void *s_mem; // slab中第一个对象
unsigned int inuse; //已分配对象数
kmem_bufctl_t free; //第一个空闲对象
}
slab分配器可创建新的slab，实际上最终通过__get_free_pages()低级内核页分配器进行的：
-
入口是
static void* kmem_getpages(struct kmem_cache *cachep, gfp_t flags, int nodeid)，分配大小是2的幂次方 -
释放则调用
kmem_freepages()
6.2. slab分配器的接口
高速缓存可通过下面的函数创建：
struct kmem_cache *kmem_cache_create(const char *name, //缓冲名
size_t size, //每个对象大小
size_t align, //第一个对象偏移
unsigned long flags,
void (*ctor)(void*));//构造函数
撤销可调用，但必须让里面所有slab为空，且之后不能再访问:
int kmem_cache_destroy(struct kmem_cache *cachep)
从缓存中分配和释放对象，可调用：
void *kmem_cache_alloc(struct kmem_cache *cachep, gft_t flags)
void kmem_cache_free(struct kmem_cache *cachep, void *objp)
7. 栈上静态分配
内核栈空间小且固定（不能动态增长），大小通常与体系架构和编译选项有关。
7.1. 单页内核栈
2.6内核早期，栈空间只占用一个页。
好处在于：
- 减少内存消耗，
- 避免因为内存碎片的增多，难以寻找未分配的连续的页
7.2. 节省内核栈的内存
避免在内核栈上大量静态分配，否则栈会溢出，导致堆末端的内容被覆盖。
因此申请内存尽量动态分配，让函数所有的局部变量占用空间之和不超过几百字节。
8. 高端内存的映射
8.1. 永久映射
永久映射的高端内存页数是有限的，映射时，调用：
void *kmap(struct page *page)
不需要使用时，要解除映射：
void kumap(struct page *page)
函数可以睡眠，不能在中断上下文中使用。
8.2. 临时映射
内核可原子地将高端内存中的一个页映射到某个保留映射中，它可以用于不能睡眠的上下文中（如中断上下文），因此它不会阻塞。
建立和解除映射可调用：
void *kmap_atomic(struct page *page, enum km_type type)void kunmap_atomic(void *kvaddr, emun km_type type)
9. 每个CPU的内存分配
2.6内核为了方便获取每个CPU的数据，引入新接口percpu，定义在<linux/percpu.h>
9.1. 获取CPU
get_cpu()：获得当前处理器ID，并禁止内核抢占put_cpu()：激活内核抢占
9.2. 静态给每个CPU分配变量
DECLARE_PER_CPU(type, name)：创建类型为type，名字为name的变量
然后可通过：
get_cpu_var(name)：获得该name变量，并禁止内核抢占put_cpu_var(name)：完成，重新激活内核抢占
也可以获得其它处理器的变量，但不会禁止内核抢占和锁保护：
per_cpu(name, cpu)
9.3. 运行时给每个CPU分配变量
可通过下面的宏/函数进行分配和释放：
void *alloc_percpu(type)（宏）void *__alloc_percpu(size_t size, size_t align)void free_percpu(const void *)
然后依旧可以像9.2.中一样访问变量。
9.4. 使用每个CPU数据的原因
- 减少数据锁定（只需禁止内核抢占即可，代价小的多）
- 减少缓存失效
但注意，访问每个CPU数据时，不能睡眠，否则醒来可能到其它处理器上。
10. 分配函数的选择
- 若需要连续物理内存：
kmalloc() - 若需要连续虚拟内存：
vmalloc()，性能比kmalloc()差些 - 若从高端内存进行分配：
alloc_pages()&kmap() - 若频繁创建和释放许多大的数据结构：建立slab高速缓存
