關於位圖
linux核心夥伴演算法中每個order 的點陣圖都表示所有的空閒塊，比如我家的電腦記憶體256m(現在連上個qq主頁都比較卡)，理論上的order為0的bitmap有256m/(4k*2)塊。為什麼要除以二呢？ 因為 點陣圖的某位對應於兩個夥伴塊，為1就表示其中一塊忙，為0表示兩塊都閒。
每次alloc或者free要操作夥伴系統時我們都要異或運算，這是因為
所謂異或，是指剛開始兩塊都閒為0，後來其中一塊用了異或一下得1，後來另一塊也用了異或一下得0，後來前面一塊**了異或一下得1，後來另一塊也**了異或一下得0，
這樣（如果為1就不合併）就又可以和前面一塊合併成一大塊了。
點陣圖的主要用途是在**演算法中指示是否可以和夥伴塊合併，分配時只要搜尋空閒鍊錶就足夠了。當然，分配的同時還要對相應位異或一下了，這是為**演算法服務。
關於分配演算法
假設在初始階段，全是大小為2^9大小的塊（ max_order為10），序號依次為0, 512, 1024等等，並且所有area的map位都為0（實際上作業系統**要佔一部分空間，但這裡只是舉例），現在要分配乙個2^3大小的頁面塊，有以下動作：
1. 從order為3的area的空閒鍊錶開始搜尋，沒找到就向高一級area搜尋，依次類推，按照假設條件，會一直搜尋到order為9的area，找到了序號為0的2^9頁塊。
2. 把序號為0的2^9頁塊從order為9的area的空閒鍊錶中摘除並對該area的第0位（ 0>>(1+9) ）異或一下得1。
3. 把序號為0的2^9頁塊拆分成兩個序號分別為0和256的2^8頁塊，前者放入order為8的area的空閒鍊錶中，並對該area的第0位（ 0>>(1+8) ）異或一下得1。
4. 把序號為256的2^8頁塊拆分成兩個序號分別為256和384的2^7頁塊，前者放入order為7的area的空閒鍊錶中，並對該area的第1位（ 256>>(1+7) ）異或一下得1。
5. 把序號為384的2^7頁塊拆分成兩個序號分別為384和448的2^6頁塊，前者放入order為6的area的空閒鍊錶中，並對該area的第3位（ 384>>(1+6) ）異或一下得1。
6. 把序號為448的2^6頁塊拆分成兩個序號分別為448和480的2^5頁塊，前者放入order為5的area的空閒鍊錶中，並對該area的第7位（ 448>>(1+5) ）異或一下得1。
7. 把序號為480的2^5頁塊拆分成兩個序號分別為480和496的2^4頁塊，前者放入order為4的area的空閒鍊錶中，並對該area的第15位（ 480>>(1+4) ）異或一下得1。
8. 把序號為496的2^4頁塊拆分成兩個序號分別為496和504的2^3頁塊，前者放入order為3的area的空閒鍊錶中，並對該area的第31位（ 496>>(1+3) ）異或一下得1。
9. 序號為504的2^3頁塊就是所求的塊。
關於**演算法
1. 當**序號為4的1頁塊時，先找到order為0的area，把該頁面塊加入到該area的空閒鍊錶中，然後判斷其夥伴塊（序號為5的1頁塊）的狀態，讀該area (不是其它area !)的map的第2位（ 4>>(1+order) ）,假設夥伴塊被佔，則該位為0（**4塊前，4、5塊
都忙），現異或一下得1，並不再向上合併。
2. 當**序號為5的1頁塊時，同理，先找到order為0的area，把該頁面塊加入到該area的空閒鍊錶中，然後判斷其夥伴塊（序號為4的1頁塊）的狀態，讀該area的map的第2位（5>>(1+order) ）, 這時該位為1（4塊已**），現異或一下得0，並向上合併，把序
號為4的1頁塊和序號為5的1頁塊從該area的空閒鍊錶中摘除，合併成序號為4的2頁塊，並放到order為1的area的空閒鍊錶中。同理，此時又要判斷合併後的塊的夥伴塊（序號為6的2頁塊）的狀態，讀該area（ order為1的area，不是其它！ ） 的map的第1位（(4>>(1+order) ）,假設夥伴塊在此之前已被**，則該位為1，現異或一下得0，並向上合併，把序號為4的2頁塊和序號為6的2頁塊從order為1的area的空閒鍊錶中摘除，合併成序號為4的4頁塊，並放到order為2的area的空閒鍊錶中。然後再判斷其夥伴塊狀態，如此反覆。
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