核心把物理頁作為記憶體管理的基本單位；記憶體管理單元（mmu）把虛擬位址轉換為物理
位址，通常以頁為單位進行處理。mmu以頁大小為單位來管理系統中的也表。
32位系統：頁大小4kb
64位系統：頁大小8kb
核心用相應的資料結構表示系統中的每個物理頁：
struct page
核心通過這樣的資料結構管理系統中所有的頁，因此核心判斷乙個頁是否空閒，誰有擁有這個頁
，擁有者可能是：使用者空間程序、動態分配的核心資料、靜態核心**、頁快取記憶體……
系統中每乙個物理頁都要分配這樣乙個結構體，進行記憶體管理。
linux記憶體定址存在問題：
一些硬體只能用某些特定的記憶體來執行dma（直接記憶體訪問）
一些體系結構其記憶體的物理定址範圍必須你定址範圍大得多。這樣導致一些記憶體不能永久對映到核心空間上。
通常32位linux核心位址空間劃分0~3g為使用者空間，3~4g為核心空間。當核心模組**或執行緒訪問記憶體時，
**中的記憶體位址都為邏輯位址，而對應到真正的物理記憶體位址，需要位址一對一的對映。因此核心空間位址為3~4g，
最多只能對映到1g空間的記憶體，超出1g大小的記憶體將如何去問呢！
zone_dma、zone_normal和zone_highmem。
zone_highmem即為高階記憶體，這就是記憶體高階記憶體概念的由來。
在x86結構中，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
同樣每個區包含眾多頁，形成不同記憶體池，按照用途進行記憶體分配。
用相應的資料結構來表示區：
struct zone
static inline struct page *alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)
該函式分配2的order次方個連續的物理頁，返回指向第乙個頁的page結構體指標。
void *page_address(const struct page *page)
返回指向給定物理頁當前所在的邏輯位址
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);
記憶體的分配可能失敗，記憶體的釋放要準確！
1 kmalloc
kmalloc()函式與使用者空間malloc一組函式類似，獲得以位元組為單位的一塊核心記憶體。
void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags)
void kfree(const void *objp)
分配記憶體物理上連續。
gfp_t標誌：表明分配記憶體的方式。如：
gfp_atomic：分配記憶體優先順序高，不會睡眠
gfp_kernel：常用的方式，可能會阻塞。
2 vmalloc
void *vmalloc(unsigned long size)
void vfree(const void *addr)
vmalloc()與kmalloc方式類似，vmalloc分配的記憶體虛擬位址是連續的，而實體地址則無需連續，與使用者空間分配函式一致。
vmalloc通過分配非連續的物理記憶體塊，在修正頁表，把記憶體對映到邏輯位址空間的連續區域中，虛擬位址是連續的。
是否必須要連續的實體地址和具體使用場景有關。在不理解虛擬位址的硬體裝置中，記憶體區都必須是連續的。
通過建立頁表轉換成虛擬位址空間上連續，肯定存在一些消耗，帶來效能上影響。
所以通常核心使用kmalloc來申請記憶體，在需要大塊記憶體時使用vmalloc來分配。
核心中經常進行記憶體的分配和釋放。為了便於資料的頻繁分配和**，通常建立乙個空
閒鍊錶——記憶體池。當不使用的已分配的記憶體時，將其放入記憶體池中，而不是直接釋放掉。
linux核心提供了slab層來管理記憶體的分配和釋放。
頻繁分配和**必然導致記憶體碎片，快取他們.
slab層得設計實現
slab層把不同的物件劃分為所謂的快取記憶體組。每個快取記憶體組存放不同型別的物件。快取記憶體劃分為slab，
slab由乙個或多個物理上連續的頁組成。每個slab處於三種狀態之一：滿，部分滿，空。
快取記憶體，slab，物件之間的關係：
與傳統的記憶體管理模式相比， slab 快取分配器提供了很多優點。首先，核心通常依賴於對小物件的分配，
它們會在系統生命週期內進行無數次分配。slab 快取分配器通過對類似大小的物件進行快取而提供這種功能，
從而避免了常見的碎片問題。slab 分配器還支援通用物件的初始化，從而避免了為同一目而對乙個物件重複
進行初始化。最後，slab 分配器還可以支援硬體快取對齊和著色，這允許不同快取中的物件占用相同的快取行，
從而提高快取的利用率並獲得更好的效能。
slab資料結構和介面：
每個快取記憶體用kmem_cache結構來表示：
struct kmem_cache
快取區包含三種slab：滿，未滿，空閒
struct kmem_list3 ;
每乙個slab包含多個物件：
struct slab ;
核心函式 kmem_cache_create 用來建立乙個新快取。這通常是在核心初始化時執行的，或者在首次載入核心模組時執行。
struct kmem_cache *kmem_cache_create (
const char *name,
size_t size,
size_t align,
unsigned long flags,
void (*ctor)(void *))
name 引數定義了快取名稱，proc 檔案系統（在 /proc/slabinfo 中）使用它標識這個快取。
size 引數指定了為這個快取建立的物件的大小，
align 引數定義了每個物件必需的對齊。
flags 引數指定了為快取啟用的選項：
kmem_cache_create 的部分選項（在 flags 引數中指定）
slab_red_zone 在物件頭、尾插入標誌，用來支援對緩衝區溢位的檢查。
slab_poison 使用一種己知模式填充 slab，允許對快取中的物件進行監視（物件屬物件所有，不過可以在外部進行修改）。
slab_hwcache_align 指定快取物件必須與硬體快取行對齊。
ctor 和 dtor 引數定義了乙個可選的物件構造器和析構器。構造器和析構器是使用者提供的**函式。當從快取中分配新物件時，可以通過構造器進行初始化。
要從乙個命名的快取中分配乙個物件，可以使用 kmem_cache_alloc 函式。
void kmem_cache_alloc( struct kmem_cache *cachep, gfp_t flags );
這個函式從快取中返回乙個物件。注意如果快取目前為空，那麼這個函式就會呼叫 cache_alloc_refill 向快取中增加記憶體。
kmem_cache_alloc 的 flags 選項與 kmalloc 的
cachep：所建立的快取區
flags引數：
gfp_user 為使用者分配記憶體（這個呼叫可能會睡眠）。
gfp_kernel 從核心 ram 中分配記憶體（這個呼叫可能會睡眠）。
gfp_atomic 使該呼叫強制處於非睡眠狀態（對中斷處理程式非常有用）。
gfp_highuser 從高階記憶體中分配記憶體。
永久對映：可能會阻塞
void *kmap(struct page *page)
解除對映：
void kunmap(struct page *page)
臨時對映：不會阻塞
void *kmap_atomic(struct page *page)
l 連續的物理頁：kmalloc或者低階頁分配器
l 高階記憶體分配：alloc_pages 指向page結構指標，不是邏輯位址指標。再通過kmap()把高階位址記憶體對映到核心的邏輯位址空間。
l 頻繁建立和銷毀很多較大資料結構：建立slab快取區，提高物件分配和**效能。
linux高階記憶體：
linux slab 分配器剖析:
Linux核心學習筆記 核心同步
linux核心中執行的程式，時刻都要防止併發引起的競態。這將會導致資料結構被破壞，嚴重的時候會引起核心崩潰。所以核心同步技術對核心開發的驅動程式來說非常重要。不懂核心同步技術的人，是寫不出安全健壯的核心驅動程式來的。在學習核心同步技術之前需要掌握一下幾個概念。1 並行，併發與競態 在smp執行的li...
linux核心學習筆記
核心的配置 a.make s3c2410 deconfig b.make menuconfig 圖形化配置 c.使用廠家給出的配置 生成.config 編譯生成核心，使用如下命令 make vmlinux make uimage 帶頭部 真正核心 1 config 建立生成autoconf.h 供源...
Linux核心學習筆記
2.2 核心原始碼樹 arch 特定體系結構的原始碼 block crypto api crypto 核心原始碼文件 drivers 裝置驅動程式 firmware fs vfs和各種檔案系統 include 核心標頭檔案 init 核心引導和初始化 ipc 程序間通訊 kernel 像排程程式這樣...