整個linux虛擬記憶體發布如下：3g以上是核心位址，0~3g是程序位址空間。
在x86結構中，核心位址分為三種，這三種型別的區域如下：
zone_dma 記憶體開始的16mb
zone_normal 16mb~896mb
zone_highmem 896mb ~ 結束
程序位址空間的3g，通過mmu，隨機對映到實體地址896m之後的位址上。
核心位址的zone_dma+zone_normal,核心3g~3g+896m位置，則一一對映到實體地址的0-~896m。
而核心位址的zone_highmem,即3g+896m~4g位置，和程序位址空間一樣，可以隨機對映到物理記憶體896m之後的位址上。
所以，核心借助zone_highmem位置，可以訪問896m之後的所有物理記憶體，再加上zone_dma+zone_nomal和物理記憶體0~896m一樣對映，所以，核心可以訪問所有的物理記憶體，而程序位址空間最多隻可以訪問實體地址896m外的所有位址。
32位系統，理論上可以訪問的虛擬記憶體時4g,也就是說，每個程序的頁目錄，頁表填的項，加起來是4g,但是其中從3g-4g的高位址，許可權比較高，只能在程序進入核心態的時候才能訪問，這3g-4g的對映，每個程序都是一樣的，都是來自fork時從核心執行緒copy過來的。所以程序可以在使用者態訪問，只有3g虛擬記憶體。
程序啟動時，作業系統只是為其分配了虛擬記憶體，而這些虛擬記憶體並未和物理記憶體繫結，所以，執行中，會發生缺頁中斷，這時候，作業系統需要將找到空閒物理記憶體，然後，將這個空閒物理記憶體和虛擬記憶體繫結。
由此可見，作業系統是需要有乙個結構，對所有物理記憶體進行管理的。作業系統將每4k物理記憶體作為乙個單位，叫做頁框，進行管理。
linux核心中引入了夥伴系統演算法(buddy system)。把所有的空閒頁框分組為11個塊鍊錶，每個塊鍊錶分別包含大小為1，2，4，8，16，32，64，128，256，512和1024個連續頁框的頁框塊。最大可以申請1024個連續頁框，對應4mb大小的連續記憶體。每個頁框塊的第乙個頁框的實體地址是該塊大小的整數倍。例如，大小為16個頁框的塊，其起始位址是16*2^12（2^12=4096）的整數倍。
假設要申請乙個256個頁框的塊，先從256個頁框的鍊錶中查詢空閒塊，如果沒有，就去512個頁框的鍊錶中找，找到了則將頁框塊分為2個256個頁框的塊，乙個分配給應用，另外乙個移到256個頁框的鍊錶中。如果512個頁框的鍊錶中仍沒有空閒塊，繼續向1024個頁框的鍊錶查詢。如果1024塊存在，則將其中的256頁框作為請求返回，剩餘的768分成256塊和512塊分別插到相應的鍊錶中。如果仍然沒有，則返回錯誤。
頁框塊在釋放時，會主動大小為相同的乙個空閒夥伴塊合成為2倍大小的單獨塊較大的頁框塊。兩個塊稱為夥伴需要滿足一下條件：
（1）兩個塊具有相同的大小
（2）它們的實體地址是連連續的。
（3）第一塊的第乙個頁框的實體地址是2*b*2^12的倍數。
結構如圖所示：第i個塊鍊錶中，num表示大小為(2^i)頁塊的數目，address表示大小為(2^i)頁塊的首位址。
夥伴系統，除了在缺頁中斷中，為虛擬記憶體頁分配乙個物理記憶體頁外，在linux核心中，有時候需要連續的大物理記憶體，也可以用夥伴系統。
夥伴系統管理著所有的物理記憶體，當我們需要物理記憶體時，便向它申請。假如現在核心**需要申請乙個5byte的空間，但是夥伴系統分配給我們的，至少都是4k的物理記憶體，這樣就會至少浪費了4k-5byte的空就，造成嚴重的記憶體內碎片。所以，核心需要乙個小物理記憶體分配管理器。
這個就是slab分配器。
slab分配器，其實就是向夥伴系統申請了乙個較大的物理記憶體，再把這個物理記憶體分得很小，可以分配很小的物理記憶體。
除了能夠分配小記憶體，slab分配器還可以用於物件快取，其實就是在slab分配器**記憶體時，不做其他清理操作，直接將其放回，這樣之前在這記憶體上的物件的初始化資訊還是在的，下次有這種物件申請記憶體時，直接把這個記憶體給它，這個物件獲得這個記憶體後就不需要初始化了，因為上次物件的初始化資訊依舊還在。
vmalloc和malloc其實是很像的，不過乙個在程序位址空間申請的，乙個是在核心高位址位置申請的，由上面分析，我們可以知道，這兩個申請的記憶體，都是虛擬位址上連續，而實體地址上是不連續的。
kmallo是基於slab分配器實現的，所以，其申請的位置是物理記憶體連續的。
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