頁
內核把物理頁作為內存管理的基本單位，盡管處理器的最小可尋址單位通常為字節，但是MMU（內存管理單元，管理內存並把虛擬地址轉換為物理地址的硬件）通常以頁作為單位進行處理。大多數32位體系結構支持4KB的頁，內核用struct page結構表示系統的物理頁，這個page與物理頁相關，而並非與虛擬頁相關。頁的擁有者可能是用戶空間進程、動態分配的內核數據、靜態內核代碼或頁高速緩存等。
區
由於有些頁位於內存特定的物理地址上，所以不能將其用於一些特定的任務。故內核把頁分成不同的區，分別是ZONE_DMA、ZONE_DMA32、ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM(高端內存，其中的頁並不能永久地映射到內核地址空間)。每個區都用struct zone結構體表示，對於32位的X86上，ZONE_DMA包含的頁在0-16MB的內存范圍裡，ZONE_NORMAL是從16MB到896MB的所有物理內存，ZONE_HIGHMEM是高於896MB的所有物理內存。需要注意的是，不是所有的體系結構都定義了全部區，比如X86-64沒有ZONE_HIGHMEM區。
如果需要以頁為單位的一族連續物理頁時，尤其只需要一兩頁時，有些低級頁函數很有用。alloc_page(返回頁結構指針)+page_address=__get_free_pages(返回邏輯地址指針)。
如果需要連續的物理頁，除了使用上面說的低級頁函數外，還可以使用kmalloc函數，傳遞給這個函數的常用標志GFP_KERNEL和GPF_ATOMIC。其中GPF_ATOMIC用在中斷處理程序、下半部、持有自旋鎖以及其他不能睡眠的地方；GPF_KERNEL是常用分配方法，可能會阻塞，在睡眠安全時用在進程上下文中；GPF_NOIO這種分配可以阻塞，但不會啟動磁盤I/O。
如果不需要連續的物理地址，只要連續的虛擬地址，可以使用vmalloc函數，但是由於物理地址的不連續性，導致通過vmalloc獲得的頁必須一個個的進行映射，這就導致比直接內存映射大的多的TLB（轉換旁路緩存，用來緩存虛擬地址到物理地址的映射關系）抖動，所以，迫不得已不用該函數，典型的就是為了獲得大塊內存時，比如模塊動態加載。
如果需要從高端內存進行分配，我們知道高端內存(物理地址高於896MB)中的頁被映射到3GB-4GB上，我們應該使用alloc_pages獲得頁指針，而不能用__get_free_pages或kmalloc，因為這兩個函數返回的都是邏輯地址，而不是page結構，這兩個函數分配的內存當前有可能還沒有映射到內核的虛擬空間。如果需要將獲得的頁永久映射到內核地址空間，可以使用kmap函數，這個函數可以睡眠，因此只能在進程上下文使用，因為允許永久映射的數量是有限的，所以當不需要高端內存時，應該用kunmap解除映射。如果需要獲得的頁臨時映射到內核地址空間，可以使用kmap_atomic函數，它不能睡眠，可以用在中斷處理程序中，同樣釋放用kunmap_atomic函數。
如果需要創建和撤銷很多大的數據結構，就需要考慮建立slab高速緩存了，它能極大提高對象分配和回收的性能。Slab層不是頻繁地分配和釋放內存，而是為你把事先分配好的對象存放到高速緩存中，當你需要一塊新的內存來存放數據結構時，slab層一般無須另外去分配內存，而只需要從高速緩存中得到這個對象。
Slab層把不同的對象分為高速緩存組，每個高速緩存組中存放不同類型的對象，也就是每個對象對應一個高速緩存。每一個高速緩存又被劃分成多個slab，slab由一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、部分滿或空，當內核的某一部分需要一個新的對象時，先從部分滿的slab中進行分配，如果沒有部分滿的slab，就從空的slab中進行分配，如果沒有空的slab，就要創建一個slab，這樣能減少碎片。每一個高速緩存用struct kmem_cache結構體表示，同時slab也有struct slab結構體。
Slab分配器的使用
struct kmem_cache *task_struct_cachep;
task_struct_cachep=kmem_cache_create(“task_struct”,sizeof(task_struct),ARCH_MIN_TASKALIGN,SLAB_PANIC|SLAB_NOTRACK,NULL); //創建高速緩存
struct task_struct *tsk;
tsk=kmem_cache_alloc(task_struct_cachep,GPF_KERNEL); //從緩存中分配
…..
kmem_cache_free(task_struct_cachep,tsk); //從緩存中釋放
kmem_cache_destroy(task_struct_cachep); //撤銷高速緩存
內核棧
每個進程都有兩個頁的內核棧，32位和64位體系結構的頁面大小分別是4KB和8KB，所以內核棧的大小分別是8KB和16KB。由於連續兩頁有時難以尋找到，所以引入單頁內核棧，當我們使用只有一個頁面的內核棧的時候，中斷處理程序就不放在棧裡了，我們為每個進程提供一個用於中斷處理程序的棧，即中斷棧，這樣中斷處理程序不用再和被中斷進程共享一個內核棧。總的來說，內核棧可以是1頁頁可以是2頁，棧的大小因此在4-16KB的范圍，歷史上，中斷處理程序和被中斷的進程共享一個棧，不過當1頁棧被激活，中斷處理程序就獲得自己的棧。