内核的内存使用不像用户空间那样随意，内核的内存出现错误时也只有靠自己来解决（用户空间的内存错误可以抛给内核来解决）。
所有内核的内存管理必须要简洁而且高效。
主要内容
- 内存的管理单元
- 获取内存的方法
- 获取高端内存
- 内核内存的分配方式
1. 页
内核把物理页作为内存管理的基本单位，内存管理单元MMU以页为单位进行处理，从虚拟内存的角度，页就是最小单位。
struct page {
unsigned long flags; /* 存放页的状态，脏页？被锁定？等各种状态参见<linux/page-flags.h> */
atomic_t _count; /* 页的引用计数 */
atomic_t _mapcount; /* 已经映射到mms的pte的个数 *
unsigned long private; /* 此page作为私有数据时，指向私有数据 */
struct address_space *mapping; /* 此page作为页缓存时，指向关联的address_space */
pgoff_t index; /* Our offset within mapping. */
struct list_head lru; /* 将页关联起来的链表项 */
void *virtual; /* 页的虚拟地址 */
};
如果页的大小是 8KB 的话，消耗的管理page内存只有 20MB 左右。相对于 4GB 来说并不算很多。
2. 区
页是内存管理的最小单元，但是并不是所有的页对于内核都一样。
内核将内存按地址的顺序分成了不同的区，有的硬件只能访问有专门的区。
在x86（32位系统）上
| 区 | 描述 | 物理内存 |
|---|---|---|
| ZONE_DMA | DMA使用的页 | <16MB |
| ZONE_NORMAL | 正常可寻址的页 | 16～896MB |
| ZONE_HIGHMEM | 动态映射的页 | >896MB |
某些硬件只能直接访问内存地址，不支持内存映射，对于这些硬件内核会分配 ZONE_DMA 区的内存。
某些硬件的内存寻址范围很广，比虚拟寻址范围还要大的多，那么就会用到 ZONE_HIGHMEM 区的内存。
3. 获得页
| 方法 | 描述 |
|---|---|
| alloc_page(gfp_mask) | 只分配一页，返回指向页结构的指针 |
| alloc_pages(gfp_mask, order) | 分配 2^order 个页，返回指向第一页页结构的指针 |
| __get_free_page(gfp_mask) | 只分配一页，返回指向其逻辑地址的指针 |
| __get_free_pages(gfp_mask, order) | 分配 2^order 个页，返回指向第一页逻辑地址的指针 |
| get_zeroed_page(gfp_mask) | 只分配一页，让其内容填充为0，返回指向其逻辑地址的指针 |
alloc** 方法和 get** 方法的区别在于，一个返回的是内存的物理地址，一个返回内存物理地址映射后的逻辑地址。
如果无须直接操作物理页结构体的话，一般使用 get** 方法。
对应的释放函数：
extern void __free_pages(struct page *page, unsigned int order);
extern void free_pages(unsigned long addr, unsigned int order);
extern void free_hot_page(struct page *page);
4. kmalloc()
获得以字节为单位的一块内核内存。
/**
* @size - 申请分配的字节数
* @flags - 上面讨论的各种 gfp_mask
*/
static __always_inline void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags)
#+end_src
vmalloc的定义在 mm/vmalloc.c 中
#+begin_src C
/**
* @size - 申请分配的字节数
*/
void *vmalloc(unsigned long size)
kmalloc 和 vmalloc 区别在于：
- kmalloc 分配的内存物理地址是连续的，虚拟地址也是连续的
- vmalloc 分配的内存物理地址是不连续的，虚拟地址是连续的
对应的释放方法：kfree, vfree
gfp_mask标志
请求内存时，参数中有个标志位，控制分配内存时必须遵守的一些规则。
- 行为标志 ：控制分配内存时，分配器的一些行为
- 区标志 ：控制内存分配在那个区(ZONE_DMA, ZONE_NORMAL, ZONE_HIGHMEM 之类)
- 类型标志 ：由上面2种标志组合而成的一些常用的场景
5. slab层实现原理
频繁的分配/释放内存必然导致系统性能的下降，所以有必要为频繁分配/释放的对象内心建立缓存。
linux中的高速缓存是用所谓的slab层来实现的
- 可以在内存中建立各种对象的高速缓存(比如进程描述相关的结构 task_struct 的高速缓存)
- 除了针对特定对象的高速缓存以外，也有通用对象的高速缓存
- 每个高速缓存中包含多个 slab，slab用于管理缓存的对象
- slab中包含多个缓存的对象，物理上由一页或多个连续的页组成
高速缓存-slab-对象.png
高速缓存被划分为slab，每个slab都包含一些对象成员（被缓存的数据结构），slab处于三种状态之一（满、部分满、空）
每个高速缓存都使用kmem_cache结构来表示，包含三个链表：slabs_full、slabs_partial和slabs_empty
，这些链表包含高速缓存中的所有slab。
struct slab {
struct list_head list; /* 存放缓存对象，这个链表有 满，部分满，空 3种状态 */
unsigned long colouroff; /* slab 着色的偏移量 */
void *s_mem; /* 在 slab 中的第一个对象 */
unsigned int inuse; /* slab 中已分配的对象数 */
kmem_bufctl_t free; /* 第一个空闲对象(如果有的话) */
unsigned short nodeid; /* 应该是在 NUMA 环境下使用 */
};
slab层的应用主要有四个方法：
- 高速缓存的创建
- 从高速缓存中分配对象
- 向高速缓存释放对象
- 高速缓存的销毁
/**
* 创建高速缓存
* 参见文件： mm/slab.c
* 这个函数的注释很详细，这里就不多说了。
*/
struct kmem_cache *
kmem_cache_create (const char *name, size_t size, size_t align,
unsigned long flags, void (*ctor)(void *))
/**
* 从高速缓存中分配对象也很简单
* 函数参见文件：mm/slab.c
* @cachep - 指向高速缓存指针
* @flags - 之前讨论的 gfp_mask 标志，只有在高速缓存中所有slab都没有空闲对象时，
* 需要申请新的空间时，这个标志才会起作用。
*
* 分配成功时，返回指向对象的指针
*/
void *kmem_cache_alloc(struct kmem_cache *cachep, gfp_t flags)
/**
* 向高速缓存释放对象
* @cachep - 指向高速缓存指针
* @objp - 要释放的对象的指针
*/
void kmem_cache_free(struct kmem_cache *cachep, void *objp)
/**
* 销毁高速缓存
* @cachep - 指向高速缓存指针
*/
void kmem_cache_destroy(struct kmem_cache *cachep)
6. 在栈上的静态分配
内核空间的栈小而且固定
在x86体系结构中，内核栈的大小一般就是1页或2页，即 4KB ~ 8KB
内核栈可以在编译内核时通过配置选项将内核栈配置为1页，配置为1页的好处是分配时比较简单，只有一页，不存在内存碎片的情况，因为一页是本就是分配的最小单位。
当有中断发生时，如果共享内核栈，中断程序和被中断程序共享一个内核栈会可能导致空间不足，
于是，每个进程除了有个内核栈之外，还有一个中断栈，中断栈一般也就1页大小。
7. 高端内存的映射
x86体系中，高于896MB的所有物理内存的范围大都是高端呢村，不会永久或自动地映射到内核地址空间。
- 永久映射：void kmap(struct page page)
- 临时映射：void *kmap_atomic(struct page *page, enum km_type type)
8. 按CPU分配
按CPU来分配数据主要有2个优点：
- 最直接的效果就是减少了对数据的锁，提高了系统的性能
- 由于每个CPU有自己的数据，所以处理器切换时可以大大减少缓存失效的几率
如果一个处理器操作某个数据，而这个数据在另一个处理器的缓存中时，那么存放这个数据的那个处理器必须清理或刷新自己的缓存。持续的缓存失效称为缓存抖动，对系统性能影响很大。
percpu接口：
- 编译时分配
- 运行时分配，通过指针
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